ARM64 Linux 内核启动：五个页表目录及其生命周期

📖 导读： ARM64 Linux 内核从上电到 start_kernel() 的启动过程中，共涉及 5 个不同的页表目录。它们分别在 MMU 开启前、MMU 开启瞬间、早期内核映射阶段和最终页表建立阶段发挥作用。本文逐一拆解每个页表目录的用途、生命周期、级数骨架和叶子映射模式，帮助建立完整的 ARM64 启动页表演进认知。

一、五个页表目录总览

二、关键细节补充

除了记住"谁在什么时候用"，还要记住**"它到底是几级页表、叶子条目是 block 还是 page"**。以下是逐个要点：

• 主内核地址空间是 5 级页表：PAGE_SIZE=4KB、VA_BITS=52、CONFIG_PGTABLE_LEVELS=5，Linux 命名层次是 PGD → P4D → PUD → PMD → PTE

• 每级单个条目的典型覆盖范围：PGD=256TB，P4D=512GB，PUD=1GB，PMD=2MB，PTE=4KB

• 本文口语里的"段映射"在 ARM64 里更准确叫 block mapping：对 4KB granule，常见 block leaf 是 PUD 的 1GB block 和 PMD 的 2MB block；真正的页映射是 PTE 的 4KB page

• idmap 不是 52-bit 五级，而是固定 48-bit 四级：源码里 IDMAP_VA_BITS=48，IDMAP_ROOT_LEVEL = 4 - 4 = 0，因此 init_idmap_pg_dir / idmap_pg_dir 的根表位于 level 0（即 P4D 层），遍历路径为 P4D→PUD→PMD→PTE，不需要顶层 PGD（level -1）

• 启动早期的 create_init_idmap() / map_kernel() 走的是 arch/arm64/kernel/pi/map_range.c 这套 PI 建表器：idmap 侧从 level 0 开始（四级），内核主映射侧从 level -1 开始（五级）；PI 建表器的叶子只在 level 2 放 PMD 2MB block 或 level 3 放 PTE 4KB page（level < 2 时一律递归，因此 PI 建表器不会产生 PUD 1GB block）

• 最终 paging_init() 的 swapper_pg_dir 走通用建表器 __create_pgd_mapping()：在 4KB 页配置下会优先尝试 PUD 1GB block 或 PMD 2MB block，只有需要更细粒度权限、边界切分或后续拆分时才下沉到 PTE 4KB page

• reserved_pg_dir 只是空根表，只负责占位，不承载实际叶子映射

三、页表目录对照表

四、总结

ARM64 内核启动过程中，五个页表目录按"出场顺序"形成一条清晰的演进链：

1. init_idmap_pg_dir（四级，head.S 汇编创建）→ 恒等映射，安全开启 MMU
2. reserved_pg_dir（空根表）→ TTBR1 安全占位，防止野指针
3. init_pg_dir（五级，early_map_kernel 创建）→ 内核镜像的临时虚拟映射，让内核跳入高地址运行
4. swapper_pg_dir（五级，paging_init 完善）→ ★ 最终内核页表，TTBR1 使用，伴随内核整个生命周期
5. idmap_pg_dir（四级，paging_init 创建）→ ★ 最终恒等映射，CPU hotplug/suspend 时 TTBR0 使用

理解这五个目录的级数差异（idmap 固定四级 48-bit vs 主内核五级 52-bit）和叶子映射差异（PI 建表器只用 PMD block/PTE page vs 通用建表器优先尝试 PUD 1GB block），是掌握 ARM64 启动内存管理的关键。