compressed/head.s __setup_mmu

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__setup_mmu: sub r3, r4, #16384 @ Page directory size,r3 = 0x20004000
bic r3, r3, #0xff @ Align the pointer
bic r3, r3, #0x3f00
@ 这里r4中存放着内核执行地址，将16K的一级页表放在这个内核执行地址下面的16K空间里，
@ 上面通过 sub r3, r4, #16384 获得16K空间后，
@ 又将页表的起始地址进行16K对齐放在r3中。即ttb的低14位清零。
/*
* Initialise the page tables, turning on the cacheable and bufferable
* bits for the RAM area only.
*/
mov r0, r3 @ r0 = 0x20004000
mov r9, r0, lsr #18 @ r9 = 0x2000
mov r9, r9, lsl #18 @ start of RAM,r9 = 0x20000000,先>>18,后<<18,就是256K对齐
add r10, r9, #0x10000000 @ a reasonable RAM size,r10 = 0x30000000，0x10000000==256M
@ 上面这几行把一级页表的起始地址保存在r0中，并通过r0获得一个ram起始地址（256K对齐），
@ 并从这个起始地址开始的256M ram空间对应的描述符的C和B位均置”1”，
@ r9和r10中存放了这段内存的起始地址和结束地址。
mov r1, #0x12 @ XN|U + section mapping
@ 一级描述符的bit[1:0]为10，表示这是一个section描述符。
@ bit[4]为1，
@ 此时bit[8:5]均为0，选择了D0域。
orr r1, r1, #3 << 10 @ AP=11,r1 = 0xC12
@ 一级描述符的AP（access permission bits） bit[11:10]为11，
@ 即all access types permitted in both modes
@ bit[31:20]为physical address，为0
add r2, r3, #16384 @ r2 = 0x20008000
@ 一级描述符表(页表)的结束地址存放在r2中。
1: cmp r1, r9 @ if virt > start of RAM
cmphs r10, r1 @ && end of RAM > virt
bic r1, r1, #0x1c @ clear XN|U + C + B
orrlo r1, r1, #0x10 @ Set XN|U for non-RAM
orrhs r1, r1, r6 @ set RAM section settings
str r1, [r0], #4 @ 1:1 mapping
add r1, r1, #1048576@ == 0x100000 = 1M
teq r0, r2 @ r0==r2时,不在jump 1处执行，此时r1=4G=0
bne 1b
/* case 1：
1: cmp r1, r9 @ if virt > start of RAM
cmphs r10, r1 @ && end of RAM > virt
bic r1, r1, #0x1c @ clear XN|U + C + B
orrlo r1, r1, #0x10 @ Set XN|U for non-RAM
*/
/* case 2:
1: cmp r1, r9 @ if virt > start of RAM
bic r1, r1, #0x1c @ clear XN|U + C + B
orrlo r1, r1, #0x10 @ Set XN|U for non-RAM
*/
/* case 3:
1: cmp r1, r9 @ if virt > start of RAM
cmphs r10, r1 @ && end of RAM > virt
bic r1, r1, #0x1c @ clear XN|U + C + B
orrhs r1, r1, r6 @ set RAM section settings
*/
@ r1 &= ~0x1c
@ 1->r1 |= 0x10
@ r10 end 0x300000000
@ 2->r1 |= r6,r1 |= 0x0d,在256M范围内
@ r9 start 0x20000000
@ 3->r1 |= 0x10
@ 上面这段就是对一级描述符表（页表）的初始化，
@ 首先比较这个描述符所描述的地址是否在那个256M的空间中，如果在则这个描述符对应的内存区域是 cacheable ,bufferable。
@ 如果不在则noncacheable, nonbufferable。
@ 然后将描述符写入一个一级描述符表（页表）的入口，并将一级描述符表（页表）入口地址加4，而指向下一个1M section的基地址。
@ 如果页表入口未初始化完，则继续初始化。
@ 一级描述符结构如下：
@ 31 20 19 12 11 10 9 8 5 4 3 2 1 0
@ 物理地址的基址 0 AP 0 域 1 C B 1 0
@ || 1:1映射
@ ||
@ 0 <=> 0~(1M-1)
@ 1 <=> 1M~(2M-1)
@ 2 <=> 2M~(3M-1)
@ 4095 <=> (4G-1M)~(4G-1)
@ 一级描述符表（页表）的高12位是每个setcion的基地址，可以描述4096个section。
@ 一级页表大小为16K，每个页表项，即描述符占4字节，刚好可以容纳4096个描述符，
@ 所以这里就映射了4096*1M = 4G的空间。
/*
* If ever we are running from Flash, then we surely want the cache
* to be enabled also for our execution instance... We map 2MB of it
* so there is no map overlap problem for up to 1 MB compressed kernel.
* If the execution is in RAM then we would only be duplicating the above.
*/
/*
*/
orr r1, r6, #0x04 @ ensure B is set for this
orr r1, r1, #3 << 10
@ 这两行是设置AP和B
mov r2, pc
mov r2, r2, lsr #20
orr r1, r1, r2, lsl #20
@ 将当前地址1M对齐，并与r1中的内容结合形成一个描述当前指令所在section的描述符。
add r0, r3, r2, lsl #2
@ r3为刚建立的一级描述符表(页表)的起始地址0x20004000。
@ 将当前地址(pc)的高12位左移两位(形成14位索引)与r3中的地址
@ (低14位为0)相加形成一个4字节对齐的地址
@ 这个地址也在16K的一级描述符表（页表）内,r0的[31:14]为0，所以该地址<2^14=16K。
@ 当前地址对应着描述符(貌似这就是一个一级描述符)在一级描述符表（页表）中的位置，这个位置之前已经初始化过了。
@ 对于从ram中运行这里只是又重新设置了一次，从flash中运行，会多映射2MB
@ 一级页表中索引为r2左移2位。
@ r0地址结构如下：
@ 31 14 13 2 1 0
@ 页表基址页表index 0 0
@ r0里存储的描述符格式如下：
@ 31 20 19 12 11 10 9 8 5 4 3 2 1 0
@ PC高12bit 0 AP 0 域 1 C B 1 0
str r1, [r0], #4
add r1, r1, #1048576
str r1, [r0]
@ 这里将上面形成的描述符及其连续的下一个section描述
@ 写入上面4字节对齐地址处
mov pc, lr
ENDPROC(__setup_mmu)

mcrne	p15, 0, r3, c2, c0, 0	@ load page table pointer,r3 = 0x20004000

MMU的段页表的虚拟地址与物理地址的转换过程