Linux物理内存初始化
背景
Read the fucking source code!--By 鲁迅A picture is worth a thousand words.--By 高尔基
说明：
Kernel版本：4.14
ARM64处理器，Contex-A53，双核
使用工具：Source Insight 3.5， Visio
1. 介绍
让我们思考几个朴素的问题？
系统是怎么知道物理内存的？
在内存管理真正初始化之前，内核的代码执行需要分配内存该怎么处理？
我们先来尝试回答第一个问题，看过dts文件的同学应该见过memory的节点，以arch/arm64/boot/dts/freescale/fsl-ls208xa.dtsi为例：
memory@80000000 {
device_type = "memory";
reg = <0x00000000 0x80000000 0 0x80000000>;
/* DRAM space - 1, size : 2 GB DRAM */
};
这个节点描述了内存的起始地址及大小，事实上内核在解析dtb文件时会去读取该memory节点的内容，从而将检测到的内存注册进系统。
那么新的问题又来了？Uboot会将kernel image和dtb拷贝到内存中，并且将dtb物理地址告知kernel，kernel需要从该物理地址上读取到dtb文件并解析，才能得到最终的内存信息，dtb的物理地址需要映射到虚拟地址上才能访问，但是这个时候paging_init还没有调用，也就是说物理地址的映射还没有完成，那该怎么办呢？没错，Fixed map机制出现了。
第二个问题答案：当所有物理内存添加进系统后，在mm_init之前，系统会使用memblock模块来对内存进行管理。
开启探索之旅吧！
2. early_fixmap_init
简单来说，Fixed map指的是虚拟地址中的一段区域，在该区域中所有的线性地址是在编译阶段就确定好的，这些虚拟地址需要在boot阶段去映射到物理地址上。
来张图片看看虚拟地址空间：
图中fixed: 0xffffffbefe7fd000 - 0xffffffbefec00000，描述的就是Fixed map的区域。
那么这段区域中的详细一点的布局是怎样呢？看看arch/arm64/include/asm/fixmap.h中的enum fixed_address结构就清晰了，图来了：
从图中可以看出，如果要访问DTB所在的物理地址，那么需要将该物理地址映射到Fixed map中的区域，然后访问该区域中的虚拟地址即可。访问IO空间也是一样的道理，下文也会讲述到。
那么来看看early_fixmap_init函数的关键代码吧：
void __init early_fixmap_init(void)
{
pgd_t *pgd;
pud_t *pud;
pmd_t *pmd;
unsigned long addr = FIXADDR_START; /* (1) */
pgd = pgd_offset_k(addr); /* (2) */
if (CONFIG_PGTABLE_LEVELS > 3 &&
!(pgd_none(*pgd) || pgd_page_paddr(*pgd) == __pa_symbol(bm_pud))) {
/*
* We only end up here if the kernel mapping and the fixmap
* share the top level pgd entry, which should only happen on
* 16k/4 levels configurations.
*/
BUG_ON(!IS_ENABLED(CONFIG_ARM64_16K_PAGES));
pud = pud_offset_kimg(pgd, addr);
} else {
if (pgd_none(*pgd))
__pgd_populate(pgd, __pa_symbol(bm_pud), PUD_TYPE_TABLE); /* (3) */
pud = fixmap_pud(addr);
}
if (pud_none(*pud))
__pud_populate(pud, __pa_symbol(bm_pmd), PMD_TYPE_TABLE); /* (4) */
pmd = fixmap_pmd(addr);
__pmd_populate(pmd, __pa_symbol(bm_pte), PMD_TYPE_TABLE); /* (5) */
......
}
关键点：
FIXADDR_START，定义了Fixed map区域的起始地址，位于arch/arm64/include/asm/fixmap.h中；pgd_offset_k(addr)，获取addr地址对应pgd全局页表中的entry，而这个pgd全局页表正是swapper_pg_dir全局页表；将
bm_pud的物理地址写到pgd全局页目录表中；将
bm_pmd的物理地址写到pud页目录表中；将
bm_pte的物理地址写到pmd页表目录表中；
bm_pud/bm_pmd/bm_pte是三个全局数组，相当于是中间的页表，存放各级页表的entry，定义如下：
static pte_t bm_pte[PTRS_PER_PTE] __page_aligned_bss;
static pmd_t bm_pmd[PTRS_PER_PMD] __page_aligned_bss __maybe_unused;
static pud_t bm_pud[PTRS_PER_PUD] __page_aligned_bss __maybe_unused;
事实上，early_fixmap_init只是建立了一个映射的框架，具体的物理地址和虚拟地址的映射没有去填充，这个是由使用者具体在使用时再去填充对应的pte entry。比如像fixmap_remap_fdt()函数，就是典型的填充pte entry的过程，完成最后的一步映射，然后才能读取dtb文件。
来一张图片就懂了，是透彻的懂了：
3. early_ioremap_init
如果在boot早期需要操作IO设备的话，那么ioremap就用上场了，由于跟实际的内存管理关系不太大，不再太深入的分析。
简单来说，ioremap的空间为7 * 256K的区域，保存在slot_vir[]数组中，当需要进行IO操作的时候，最终会调用到__early_ioremap函数，在该函数中去填充对应的pte entry，从而完成最终的虚拟地址和物理地址的映射。
4. memblock
上文讲的内容都只是铺垫，为了能正确访问DTB文件并且解析得到物理地址信息。从入口到最终添加的调用过程如下图：
所以，这个章节的重点就是memblock模块，这个是早期的内存分配管理器，我不禁想起了之前在Nuttx中的内存池实现了，细节已然不太清晰了，但是框架性的思维都大同小异。
4.1 结构体
总共由三个数据结构来描述：
struct memblock定义了一个全局变量，用来维护所有的物理内存；struct memblock_type代表系统中的内存类型，包括实际使用的内存和保留的内存；struct memblock_region用来描述具体的内存区域，包含在struct memblock_type中的regions数组中，最多可以存放128个。
直接上个代码吧：
static struct memblock_region memblock_memory_init_regions[INIT_MEMBLOCK_REGIONS] __initdata_memblock;
static struct memblock_region memblock_reserved_init_regions[INIT_MEMBLOCK_REGIONS] __initdata_memblock;
#ifdef CONFIG_HAVE_MEMBLOCK_PHYS_MAP
static struct memblock_region memblock_physmem_init_regions[INIT_PHYSMEM_REGIONS] __initdata_memblock;
#endif
struct memblock memblock __initdata_memblock = {
.memory.regions = memblock_memory_init_regions,
.memory.cnt = 1, /* empty dummy entry */
.memory.max = INIT_MEMBLOCK_REGIONS,
.memory.name = "memory",
.reserved.regions = memblock_reserved_init_regions,
.reserved.cnt = 1, /* empty dummy entry */
.reserved.max = INIT_MEMBLOCK_REGIONS,
.reserved.name = "reserved",
#ifdef CONFIG_HAVE_MEMBLOCK_PHYS_MAP
.physmem.regions = memblock_physmem_init_regions,
.physmem.cnt = 1, /* empty dummy entry */
.physmem.max = INIT_PHYSMEM_REGIONS,
.physmem.name = "physmem",
#endif
.bottom_up = false,
.current_limit = MEMBLOCK_ALLOC_ANYWHERE,
};
定义的memblock为全局变量，在定义的时候就进行了初始化。初始化的时候，regions指向的也是静态全局的数组，其中数组的大小为INIT_MEMBLOCK_REGIONS，也就是128个，限制了这些内存块的个数了，实际在代码中可以看到，当超过这个数值时，数组会以2倍的速度动态扩大。
初始化完了后，大体是这个样子的：
4.2 memblock_add/memblock_remove
memblock子模块，基本的逻辑都是围绕内存的添加和移除操作来展开，最终是通过调用memblock_add_range/memblock_remove_range来实现的。
memblock_add_range：
图中的左侧是函数的执行流程图，执行效果是右侧部分。右侧部分画的是一个典型的情况，实际的情况可能有多种，但是核心的逻辑都是对插入的region进行判断，如果出现了物理地址范围重叠的部分，那就进行split操作，最终对具有相同flag的region进行merge操作。
memblock_remove_range
该函数执行的一个典型case效果如下图所示：假如现在需要移除掉一片区域，而该区域跨越了多个region，则会先调用memblock_isolate_range来对这片区域进行切分，最后再调用memblock_isolate_range对区域范围内的region进行移除操作。
当调用memblock_alloc函数进行地址分配时，最后也是调用memblock_add_range来实现的，申请的这部分内存最终会添加到reserved类型中，毕竟已经分配出去了，其他人也不应该使用了。
5. arm64_memblock_init
当物理内存都添加进系统之后，arm64_memblock_init会对整个物理内存进行整理，主要的工作就是将一些特殊的区域添加进reserved内存中。函数执行完后，如下图所示：
其中浅绿色的框表示的都是保留的内存区域， 剩下的部分就是可以实际去使用的内存了。
物理内存大体面貌就有了，后续就需要进行内存的页表映射，完成实际的物理地址到虚拟地址的映射了。
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