本地的笔记有点长，先把bootmem位图分配器的建立 及 使用过程做下梳理。
都是代码，上面做了标注。开始的汇编部分省略了（涉及的内容不多，除了swapper_pg_dir的分配）。
该记录不会再添加说明，看下记录中的注释就明白了bootmem的建立及使用。
该记录中考虑了高端内存……
从start_kernel开始……
start_kernel()
|---->page_address_init()
| 考虑支持高端内存
| 业务：初始化page_address_pool链表；
| 将page_address_maps数组元素按索
| 引降序插入page_address_pool链表;
| 初始化page_address_htable数组
|
|---->setup_arch(&command_line);
|
void setup_arch(char **cmdline_p)|---->parse_tags(tags);|---->parse_tag_mem32(tag)|---->arm_add_memory(tag->u.mem.start,
| tag->u.mem.size);|---->为meminfo添加内存信息| meminfo.bank[meminfo.
| nr_banks].start = start;| meminfo.bank[meminfo.
| nr_banks].size = size;| meminfo.bank[meminfo.
| nr_banks].node = 0;| meminfo.nr_banks++;||----init_mm.start_code = (unsigned long)_text;| init_mm.end_code = (unsigned long)_etext;| init_mm.end_data = (unsigned long)_edata;| init_mm.brk = (unsigned long)_end;||---->parse_early_param()| 注意，这里也会根据boot传入的command_line中信息来修
| 正meminfo的内存信息，此处忽略（假定command_line不含内存信息）。|---->early_initrd(char *p)| ramdisk|---->phys_initrd_start = start;|---->phys_initrd_size = size;||---->paging_init(mdesc);| bootmem位图分配器初始化，I/O空间、中断向量空间映射，| PKMAP空间映射初始化,"0"页面建立.|---->request_standart_resources(&meminfo, mdesc);||---->smp_init_cpus()
| 对于2.6.34的ARM，我能说这个函数有问题么，这时做了ioremap?| 获取核的个数，并在cpu_possible_bits上标注核的存在性||---->cpu_init()| 为每个核的irq、abt、und状态设置栈，每个状态只有12字节| 栈空间(static struct stack stacks[NR_CPUS]),因为| 基本所有的事情都在svc状态即被处理||---->tcm_init()//tightly coupled memory, tks gaohao|||---->early_trap_init()|---->memcpy(vectors, __vectors_start,| __vectors_end - __vectors_start);| memcpy(vectors + 0x200, __stubs_start,| __stubs_end - __stubs_start);| 拷贝中断向量|---->memcpy(vectors + 0x1000 - kuser_sz, | __kuser_helper_start, kuser_sz);| ARM的特殊之处，为用户态进行原子操作提供接口，| 即用户态直接进入该部分(3G～4G),中断处将做| 特别检查和相应的处理.见__kuser_helper_version| |---->memcpy(KERN_SIGRETURN_CODE, sigreturn_codes,| sizeof(sigreturn_codes));|---->memcpy(KERN_RESTART_CODE, syscall_restart_code,| sizeof(syscall_restart_code));||---->flush_icache_range(vectors, vectors + PAGE_SIZE);|---->modify_domain(DOMAIN_USER, DOMAIN_CLIENT);
//paging_init 非常重要：
void pagint_init(struct machine_desc *mdesc)|---->build_mem_type_table()| 此处没有深入查看ARM的页表项，| ARM的页表项和unicore不同，我的疑问在于：| ARM页表项中没有提供Dirty、Accessed位，那么kswap线程进行页面回收时，| 它是怎样判定该操作哪些页？关于页表项就按unicore的理解，比较简单. ||---->sanity_check_meminfo();| 以一块2G DRAM为例，前期meminfo.nr_banks = 1;| 开启高端内处支持，则需将meminfo分成两个bank,| (为什么以bank作为变量名，DRAM的物理组成就有bank的概念，| 此处需要作出区分)|---->struct membank *bank = &meminfo.bank[0];| memove(bank + 1, bank, sizef(*bank))| meminfo.nr_banks++;| bank[1].size -= VMALLOC_MIN - __va(bank->start);| bank[1].start = __pa(VMALLOC_MIN - 1) + 1;| bank[1].highmem = 1;| bank->size = VMALLOC_MIN - __va(bank->start);||---->prepare_page_table();| 将swapper_pg_dir处的页表清除（部分页表项已缓存在TLB中,在| bootmem_init中会间接调用create_mapping(&map)，其中会再次建立）
||---->bootmem_init();| bootmem分配器初始化.||---->devicemaps_init(mdesc);| 为中断向量和I/O空间的虚拟与物理地址建立映射关系||---->kmap_init()
| 永久映射区域保留，对于ARM，该区域位于3G-4M ～ 3G||---->top_pmd = pmd_off_k(0xffff0000);| 记录0xffff0000相应的一级页表项地址.|---->zero_page = alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);| 分配一个“0”页面.|---->empty_zero_page = virt_to_page(zero_page);| 管理"0"页面所对应的struct page虚拟地址.|---->__flush_dache_page(NULL, empty_zero_page);
//bootmem_init 完成位图分配器的建立，bootmem_init也使用了位图分配器进行内存分配
void bootmem_init(void)|---->struct meminfo *mi = &meminfo;| sort(&mi->bank, mi->nr_banks, sizeof(mi->bank[0]),
| meminfo_cmp, NULL);| 将meminfo中的bank数组元素按其start地址升序排序||---->int initrd_node = 0;| initrd_node = check_initrd(mi);| ramdisk在meminfo下的哪个bank| check_initrd(mi)|-->struct membank *bank = &mi->bank[i];| if (bank_phys_start(bank) <= phys_initrd_start &&| end <= bank_phys_end(bank))| initrd_node = bank->node;| | return initrd_node||---->for_each_node(node)| UMA体系，只有一个node, 仅循环一次| |---->find_node_limits(node, mi, &min, &node_low, &node_high);| | 此处两个bank（高、低）| | min:物理内存的最小页帧号(pfn)| | node_low:物理内存中低端内存的最大页帧号| | node_high:物理内存中高端内存的最大页帧号| | | | max_low:物理内存中低端内存的最大页帧号| | max_high:物理内存中高端内存的最大页帧号| || |---->bootmem_init_node(node, mi, min, node_low);| | 详见后文标注；| | 业务在于：将低端内存部分与虚拟空间做固定偏移映射，而且采用一级页表完成；
| | 采集位图分配器信息，并存放在contig_page_data.bdata
| | 内，而且将位图分配器自身所占用的物理内存在位图分配器内标记为| | 占用，此位图分配器暂时只管理低端内存（依据meminfo.bank[0]，| | 未使用meminfo.bank[1]).
| |
| | | |---->reserve_node_zero(&contig_page_data)| | |---->reserve_bootmem_node(pgdat, __pa(_stext), | | | _end - _stext, BOOTMEM_DEFAULT);| | | 把内核中内核所占物理内存在位图分配器中标记为被占用| | || | |---->reserve_bootmem_node(pgdat, __pa(swapper_pg_dir),| | | PTRS_PER_PGD * sizeof(pgd_t), BOOTMEM_DEFAULT);| | | 把0进程的一级页表所占用的物理内存标记为被占用,| | | 该一级页表是我们迄今为止惟一没有在内核编译时所占用的空间| | || |---->bootem_reserve_initrd(node)| | |---->res = reserve_bootmem_node(pgdat,
| | | phys_initrd_start, | | | phys_initrd_size, BOOTMEM_EXCLUSIVE);| | | 这里有个疑问：为什么是BOOTMEM_EXCLUSIVE| | |---->initrd_start = __phys_to_virt(phys_initrd_start);| | | initrd_end = initrd_start + phys_initrd_size;| | | 文件系统的虚拟起始地址和结束地址| | ||---->for_each_node(node)| UMA体系，只有一个node, 仅循环一次| |---->find_node_limits(node, mi, &min, &max_low, &max_high);| | 此处两个bank（高、低）| | min:物理内存的最小页帧号(pfn)| | max_low:物理内存中低端内存的最大页帧号| | max_high:物理内存中高端内存的最大页帧号| || |---->unsigned long zone_size[MAX_NR_ZONES],
| | zhole_size[MAX_NR_ZONES];| | memset(zone_size, 0, sizeof(zone_size));| || | zone_size[0] = max_low - min;| | ZONE_NORMAL区的页帧数| || | zone_size[ZONE_HIGHMEM] = max_high - max_low;| | ZONE_HIGHMEM的页帧
| |
| | memcpy(zhole_size, zone_size, sizeof(zhole_size));| | 从zhole_size的各个区中减去各个zone_size，| | 结果是zhole_size数组元素都为0| || |---->free_area_init_node(node, zone_size, min, zhole_size);| | 完善contig_page_data，并调用重量级函数：| | free_area_init_core| ||---->high_memory = __va((max_low << PAGE_SHIFT) - 1) + 1;| 获取高端内存的起始虚拟地址||---->max_low_pfn = max_low - PHYS_PFN_OFFSET;| 低端内存所对应的页帧数||---->max_pfn = max_high - PHYS_PFN_OFFSET;| 总共的物理内存页帧数
void free_area_init_node(int nid, unsigned long *zones_size,unsigned long node_start_pfn, unsigned long *zholes_size)|---->pg_data_t *pgdat = &contig_page_data;| pgdat->node_id = nid; (即0)| pgdat->node_start_pfn = node_start_pfn；| 物理内存起始地址的页帧号||---->calculate_node_totalpages(pgdat, zones_size, zholes_size);| |---->totalpages = 该pgdata下的各个区(zone)所含页的页数| |---->pgdat->node_spanned_pages = totalpages;| |---->realtotalpages = totalpages;| |---->realtotalpages -= 该pgdata下各个区(zone)所含的洞的页数| | 对于连续型，实际上不存在“洞”| |---->pgdat->node_present_pages = realtotalpages;| ||---->alloc_node_mem_map(pgdat);| 为pglist_data建立mem_map(struct page数组)| |---->start = pgdat->node_start_pfn &
| | ~(MAX_ORDER_NR_PAGES - 1);| | 因为最后要迁移到伙伴系统，因此做了调整| || |---->end = pgdat->node_start_pfn + pgdat->node_spanned_pages;| | end = ALIGN(end, MAX_ORDER_NR_PAGES);| || |---->size = (end - start) * sizeof(struct page);| | 为了管理pglist所跨越的总的页数目，首先获得需要申请的| | struct page实例的内存大小.| || |---->struct page *map = NULL;| | map = alloc_bootmem_node(pgdat, size);| | 依bootmem位图分配器申请内存| |__alloc_bootmem_node(pgdat, size, SMP_CACHE_BYTES,
| | __pa(MAX_DAM_ADDRESS))| | |---->ptr = alloc_bootmem_core(pgdat->bdata, size,
| | | align, goal, 0);| | | 若位图中出现连续的未被占用的页数满足size的要求，则将在位图中| | | 找到的相应bit位置1（标记被占用），并将对应物理页清0，返回对应| | | 物理页的虚拟起始地址.| | | return ptr;| | || |---->pgdat->node_mem_map = map + (pgdat->node_start_pfn
| | - start);| | 终于为pglist_data的node_mem_map域建立好了空间，所有的
| | struct page 实例均存于该空间内.| |---->mem_map = (&contig_page_data)->node_mem_map| ||---->free_area_init_core(pgdat, zones_size, zholes_size)| |详见下文| | 初始化pgdat下的各个zone及相关信息
void free_area_init_core(struct pglist_data *pgdat,unsigned long *zones_size, unsigned long *zholes_size)|---->init_waitqueue_head(&pgdat->kswapd_wait);| pgdat->kswapd_max_order = 0;||---->pgdat->nr_zones = 0;||---->for(j = 0; j < MAX_NR_ZONES; j++)| 依次建立pglist_data下的每个zone.|| struct zone *zone = pgdat->node_zones + j;| unsigned long size, realsize, memmap_pages;| enum lru_list l; | || |---->size = zone_spanned_pages_in_node(nid, j, zones_size);| | 获取该区所跨越的页的总数| | | | realsize = size - zone_absent_pages_in_node(nid, j,| | zholes_size);| | 获取该区实际可用的物理页的总数（除去“洞”）| || |---->memmap_pages = PAGE_ALIGN(size * sizeof(struct page))| | >> PAGE_SHIFT;| | 获取因管理该区所使用的struct page实例的内存大小| || |---->realisze -= memmap_pages;| | 获取该区实际可用的物理页的总数（除去管理结构所占用页数）| || |---->if(!is_highmem_idx(j)) nr_kernel_pages += realsize;| | 将非高端内存区中，还未被所占用的页数计入nr_kernel_pages| || |---->nr_all_pages += realsize;| | 将所有还未被占用的页数计入nr_all_pages| || || |开始为pglist_data下的各个区建立信息| |---->zone->spanned_pages = size;| | 将该区跨越的页数存入pglist_data下相应的| | zone->spanned_pages.| |---->zone->present_pages = realsize;| | 将该区可以使用的实际页数存入pglist_data下相应的| | zone->present_pages.| |---->zone->name = zones_names[j];| | 为pglist_data下相应的zone添加名称| |---->spin_lock_init(&zone->lock);| | spin_lock_init(&zone->lru_lock);| |---->zone->zone_pgdat = pgdat;| | 记录zone所在的pglist_data| |---->zone->pre_priority = DEF_PRIORITY| |---->zone_pcp_init(zone);| | WHAT：????????????????????| |---->for_each_lru(l)| | {INIT_LIST_HEAD(&zone->lru[l].list);| | zone->reclaim_stat.nr_saved_scan[l] = 0;}| |---->zone->reclaim_stat.recent_rotated[0] = 0;| | zone->reclaim_stat.recent_rotated[1] = 0;| | zone->reclaim_stat.recent_scanned[0] = 0;| | zone->reclaim_stat.recent_scanned[1] = 0;| |---->memset(zone->vm_stat, 0, sizeof(zone->vm_stat); | |---->zone->flags = 0;| || |---->setup_usemap(pgdat, zone, size);| | 将管理该zone中的pageblock的比特位图的起始地址| | 存入zone->pageblock_flags.| || |---->init_currently_empty_zone(zone, zone_start_pfn,| | size, MEMMAP_EARLY);| | 详见下文| | 分配zone的hash资源（用于进程请求页时阻塞）；| | 初始化zone的free_area，以及free_area元素下| | 的各类free_list.| || |---->memmap_init(size, nid, j, zone_start_pfn)| | 即：memmap_init_zone(size, nid, j, | | zone_start_pfn, MEMMAP_EARLY);| | 详细见下文| | 该函数的业务： | | 修正最高的页帧数highest_memap_pfn;| | 获取zone所管理的页对应的struct page实例，| | 在struct page中的flags中标注各种标志；| | 将页所隶属的pageblock的位图标记为MIGRATE_MOVABLE;| || |---->zone_start_pfn += size;
void memmap_init_zone(unsigned long size, int nid,
unsigned long zone, unsigned long start_pfn, enum memmap_context context) |---->struct page *page = NULL;| unsigned long end_pfn = start_pfn + size;| unsigned long pfn = 0;| struct zone *z = NULL;||---->if(highest_memmap_pfn < end_pfn - 1)| highest_memap_pfn = end_pfn - 1；| 修正最高的页帧数||---->z = &NODE_DATA(nid)->node_zones[zone];| 获取需要操作的zone||-->for(pfn = start_pfn; pfn < end_pfn; pfn++)|-->page = pfn_to_page(pfn);| 获取页帧号所对应的struct page实例地址||-->set_page_links(page, zone, nid, pfn);| |-->set_page_zone(page, zone);| | 在struct page->flags中记录该页是属于哪个zone| |-->set_page_node(page, node);| | set_page_section(page, pfn_to_section_nr(pfn);| | 对于单个node，实际上无需在page->flags中| | 存储node,section信息.| ||-->init_page_count(page)| |-->atomic_set(&page->_count, 1);| | page的访问计数，当为0时，说明page是空闲的，当大于0的时| | 候，说明page被一个或多个进程正在使用该页或者有进程在等待该页.| | .| ||-->reset_page_mapcount(page)| |-->atomic_set(&(page)->_mapcount, -1);| ||-->SetPageReserved(page);| | 关于SetPageReserved请参阅：page-flags.h| | 定义了许多宏以及page->flags各位的意义.| ||-->INIT_LIST_HEAD(&page->lru)| ||--->set_pageblock_migratetype(page, MIGRATE_MOVABLE);| 实际上此处是先测试，若满足条件再执行，一般直接执行也没问题。
| 我们已经知道，内存中的一些页隶属于同一个pageblock，| 而且内存所对应的zone中,已存储了管理pageblock的位图| pageblock_flags的起始地址。此函数的任务在于将每个page| 所属于的pageblock标记为MIGRATE_MOVABLE(即：属于该| pageblock 中的页均MIGRATE_MOVABLE)
void setup_usemap(struct pglist_data *pgdat,
struct zone *zone, unsigne long zonesize)|---->unsigned long usemapsize = usemap_size(zonesize);| 每个zone中的页按pageblock被分成几个block，一个| pageblock所含页数为(1 << (MAX_ORDER - 1)),每个| pageblock需要几个bit位来存储信息（这几个bit位的| 作用，暂时不知道），usemap_size的作用就在于计算| 该zone中的pageblock数所对应的bit位数，并转化成字节数.||---->zone->pageblock_flags = alloc_bootmem_node(pgdat, usemapsize);| 将管理该zone中的pageblock的比特位图的起始地址| 存入zone->pageblock_flags.
当对一个page做I/O操作的时候,I/O操作需要被锁住,防止不正确的数据被访问。进程在访问page前,调用wait_on_page()函数,使进程加入一个等待队列。访问完后,UnlockPage()函数解锁其他进程对page的访问。其他正在等待队列中的进程被唤 醒。每个page都可以有一个等待队列,但是太多的分离的等待队列使得花费太多的内存访问周期。替代的解决方法,就是将所有的队列放在struct zone数据结构中。 如果struct zone中只有一个队列,则当一个page unlock的时候,访问这个zone里内存page的所有休眠的进程将都被唤醒,这样就会出现拥堵(thundering herd)的问题。建立一个哈希表管理多个等待队列,能解解决这个问题，zone->wait_table就是这个哈希表。哈希表的方法可能还是会造成一些进程不必要的唤醒。 int init_currently_empty_zone(struct zone *zone,unsigned long zone_start_pfn,unsigned long size,enum memmap_context_context)|---->zone_wait_table_init(zone, size);| 初始化zone下的hash表（用于进程等待页资源时使用，| 我们可以将等待对列存放在各个struct page内，但是| 这样会使struct page结构体空间太大，造成浪费，| 因此放在了zone中，并用hash表实现）.| |---->zone->wait_table_hash_nr_entries = | | wait_table_hash_nr_entries(size);| | 获取所需的hash表的数组元素个数| || |---->zone->wait_table_bits = | | wait_table_bits(zone->wait_table_hash_nr_entries);| | 获取值wait_table_hash_nr_entries中首个bit位值为1的序号| | (从最低位0开始记起，例如1，则获取值为0)| || |---->alloc_size = zone->wait_table_hash_nr_entries *| | sizeof(wait_queue_head_t);| | 获取所需的hash表的数组所需空间大小| || |---->zone->wait_table = (wait_queue_head_t *)| | alloc_bootmem_node(pgdat, alloc_size);| | 分配hash表数组空间| || |---->init_waitqueue_head(| | zone->wait_table[0...wait_table_hash_nr_entries]);| | 初始化各个队列头| ||---->pgdat->nr_zones = zone_idx(zone) + 1;| 更新pgdat下的zone的数目 ||---->zone->zone_start_pfn = zone_start_pfn;||---->zone_init_free_lists(zone);|-->for(order = 0; order < MAX_ORDER; order++)| for(type = 0; type < MIGRATE_TYPES; type++)| {INIT_LIST_HEAD(&zone->free_area[order].free_list[type]);| zone->free_area[order].nr_free = 0;}| 可以看出，每个zone除了被分为pageblock外，| 还被分为数个free_area, 每个free_area又被| 分为不同类型的free_list，各个free_area下| 的各自的free_list所含的页数是下同的.|
static void bootmem_init_node(int node, struct meminfo *mi,unsigned int start_pfn, unsigned long end_pfn)|---->unsigned long boot_pfn;| unsigned int boot_pages;| pg_data_t *pgdat;| int i;||---->for_each_nodebank(i, mi, node)| i依次取得meminfo中的bank索引| struct membank *bank = &mi->bank[i];| if(!bank->highmem) map_memory_bank(bank);| 对于低端内存所在的bank，需执行map_memory_bank(bank);| | map_memory_bank(bank)|---->struct map_desc map;| map.pfn = bank_pfn_start(bank);| map.virtual = __phys_to_virt(bank_phys_start(bank));| map.length = banks_phys_size(bank);| map.type = MT_MEMORY;| create_mapping(&map);| |---->此处以超页映射（低端内存，一级页表即可完成映射，| | ,减少TLB刷新）||---->boot_pages = bootmem_bootmap_pages(end_pfn - start_pfn)| 对于低端内存，先用位图进行管理，获取bit位所需的页数||---->boot_pfn = find_bootmap_pfn(node, mi, boot_pages);| 获取内核结束地址的页号，作为寻找位图页的起始页||---->pg_data_t *pgdat = NODE_DATA(node);|---->init_bootmem_node(pgdat, boot_pfn, start_pfn, end_pfn);|---->init_bootmem_core(pgdat->bdata, boot_pfn,
| start_pfn, end_pfn);| 见后文对此函数的标注||---->for_each_nodebank(i, mi, node)| i依次取得meminfo中的bank索引| struct membank *bank = &mi->bank[i];| if(!bank->highmem)| free_bootmem_node(pgdat, bank_phys_start(bank),
| bank_phys_size(bank)); | 对于低端内存所在的bank，需执行free_bootmem_node|| free_bootmem_node---->| mark_bootmem_node(pgdat->bdata, start, end, 0, 0)| start为低端内存起始物理页帧号，| end为低端内存终止页帧号|---->__free(bdata, sidx, eidx);| sidx:低端内存起始页号（需减去bdata->node_min_pfn);| eidx:低端内存终止页号（需减去bdata->node_min_pfn);| 业务：将bdata中的页图标注为未被占用||---->reserve_bootmem_node(pgdat, boot_pfn << PAGE_SHIFT,| boot_pages << PAGE_SHIFT, BOOTMEM_DEFAULT); | 业务：即将位图分配器自身所占用的内存标记为被占用|---->mark_bootmem_node(pgdata->bdata, start, end, 1, 0);| start:低端内存中，位图所占用的物理内存起始页帧号| end:低端内存中，位图所占用的物理内存终止页帧号|---->sidx = start - bdata->node_min_pfn;| eidx = end - bdata->node_min_pfn;|---->__reserve(bdata, sidx, eidx, flags)| sidx:低端内存起始页号（需减去bdata->node_min_pfn);| eidx:低端内存终止页号（需减去bdata->node_min_pfn);| 业务：将bdata中的页图标注为被占用|
unsigned long init_bootmem_core(bootmem_data_t *bdata,unsigned long mapstart, unsigned long start, unsigned long end)|---->bdata->node_bootmem_map = phys_to_virt(PFN_PHY(mapstart));| bdata->node_bootmem_map存放位图页的虚拟地址|---->bdata->node_min_pfn = start;| 存放低端内存的起始物理页号|---->bdata->node_low_pfn = end;| 存放低端内存的结束物理页号||---->link_bootmem(bdata);| 将bdata按照node_min_pfn值的升序顺序插入到bdata_list链表中|---->unsigned long mapsize = bootmap_bytes(end - sart);| 获取位图所需的字节数 | memset(bdata->node_bootmem_map, 0XFF, mapsize);| 将位图全部标记为已被占用（后期会再做修改, 注意文件系统位置）
static void devicemaps_init(struct machine_desc *mdesc)|---->void *vectors = NULL;| vectors = alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);| 为中断向量申请内存空间，| 实际上仍是通过alloc_bootmem_core函数完成内存分配.||---->for(addr = VMALLOC_END; addr; addr += PGDIR_SIZE)| pmd_clear(pmd_off_k(addr))| 将VMALLOC_END ~ 4G的页表映射全部清除|---->map.pfn = __phys_to_pfn(virt_to_phys(vectors));| map.virtual = CONFIG_VECTORS_BASE;| map.length = PAGE_SIZE;| map.type = MT_HIGH_VECTORS;| create_mapping(&map);| 将物理地址和虚拟地址建立映射关系，此处即为：| 为中断向量虚拟地址寻找一个物理页面，并且建立映射关系.| |---->mdesc->map_io()| 为I/O空间建立映射，注意页表中cache的属性，| 这部分完全和SOC设计相关，将需要建立的映射关系| 存放于一个struct map_desc实例数组中，调用| create_mapping完成I/O空间映射.|---->local_flush_tlb_all();| flush_cache_all();| 同步硬件缓存与物理内存.
void kmap_init(void)|---->pmd_t *pmd = pmd_off_k(PKMAP_BASE);| 获取PKMAP_BASE虚拟地址所对应的一级页表项的的地址| 关于PKMAP_BASE,网上有很多都说是接近4G，但是我只在| X86上看到是这样，而ARM或者unicore都是：| PAGE_OFFSET - PMD_SIZE 暂时不知作出改动的原因.|---->pte_t *pte = alloc_bootmem_low_pages(
| PTRS_PER_PTR * sizeof(pte_t);| PKMAP空间需做二级页表映射，此处获得二级页表的起始| 地址.|---->__pmd_populate(pmd, __pa(pte) |
| _PAGE_KERNEL_TABLE);| 在相应的一级页表项中计入二级页表项的物理地址，并设置好| 一级页表项的属性.|---->pkmap_page_table = pte + PTRS_PER_PTE| 记录PKMAP虚拟空间的二级页表项的物理末尾地址.
//request_stanard_resources描述地有些不准确
void request_standard_resources(struct meminfo *mi,struct machine_desc *mdesc)|---->kernel_code.start = virt_to_phys(_text);| kernel_code.end = virt_to_phys(_etext - 1);| kernel_data.strt = virt_to_phys(_data);| kernel_data.end = virt_to_phys(_end - 1);||---->for(i = 0; i < mi->nr_banks; i++)| 此处是将meminfo的资源放入iomem_resource树中，| 同时将内核镜像资源也放入iomem_resource树中.| 注意内核镜像资源如何放入.|| struct *res = NULL;| res = alloc_bootmem_low(sizeof(*res));| res->name = "System RAM"| res->start = mi->bank[i].start;| res->end = mi->bank[i].start + mi->bank[i].size - 1;| res->flags = IORESOURCE_MEM | IORESOURCE_BUSY;|| request_resource(&iomem_resource, res)| 将内存资源放入iomem_resource树中.| | if(kernel_code.start >= res->start &&| kernel_code.end <= res->end)| request_resource(res, &kernel_code);| if(kernel_data.start >= res->start &&| kernel_data.end <= res->end)| request_resource(res, &kernel_data);| 将内核镜像资源放入iomem_resource树中.