&&|&&责编：郑兆远
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······优化 AIX 7 内存性能: 交换空间设置调优
发表于 11:45|
摘要：在本节中，我们概述 AIX 如何处理分页，定义交换和分页，并深入地研究分页空间分配的不同模式。这些概念可以帮助理解后面有关监视、配置和调优的小节。
在本节中，我们概述 AIX 如何处理分页，定义交换和分页，并深入地研究分页空间分配的不同模式。这些概念可以帮助理解后面有关监视、配置和调优的小节。
大多数管理员都认为分页是一件很麻烦的事情。实际上，分页是 AIX 7 所完成的任务中非常普通的部分，这是由于 AIX 内核与 VMM 及其请求分页的实现紧密地集成。请求分页的工作原理是，内核一次仅装载少量页面到实际内存中。当 CPU 需要另一个页面时，它会到 RAM 中查找。如果无法在 RAM 中找到这个页面，则出现一次缺页，这指示内核从磁盘中装载更多的页面到 RAM 中。
请求分页的一个优点是，分页空间不需要非常大，因为数据总是在分页空间和 RAM 之间不断地交换。在较早的 UNIX& 系统中，将分页预先分配到磁盘，无论使用还是不使用它们。这使得所分配的磁盘空间可能永远不会被使用。从本质上说，请求分页可以避免盲目地分配磁盘空间。进程的交换的数量减至最小，因为许多作业可以存储在 RAM 中。这是因为进程（页面）只有一部分存储在 RAM 中。
交换是什么呢？尽管分页和交换通常可以互换使用，但它们之间存在细微的区别。如前所述，在进行分页时，进程的部分内容将在磁盘和 RAM 之间来回移动。当发生交换时，来回移动整个进程。为了支持这种操作，在将进程移动到分页空间之前，AIX 7 会挂起整个进程。只有在将进程交换回 RAM 中之后，才能够继续执行它。出现这样的情况并不好，应该尽量防止交换发生，交换可能会导致另一种称为抖动的情况（稍后将详细讨论这个主题）。
作为 UNIX 管理员，您可能对分页和交换的一些概念已经非常熟悉了。AIX 7 提供三种不同的分页空间分配模式：延迟的分页空间分配、晚分页空间分配和早分页空间分配。AIX 7 的默认策略是延迟的分页空间分配。这确保将分页空间的分配延迟到必须调出页面的时候，从而确保不会浪费分页空间。实际上，当有很大的 RAM 时，甚至可能不需要使用任何分页空间。（见 清单 1）。
清单 1. 确保没有浪费的分页空间
Page Space
Physical Volume
Volume Group
在清单 1 中，仅使用了百分之三的分页空间。还要注意，在分页空间上禁用了校验和（由 Chksum 下面的 0 表示）。校验和有助于提高分页空间的可靠性。可以使用 chps 命令或者在使用 mkps 命令创建新的分页空间时更改校验和设置。
让我们来看看 AIX 7 当前如何处理分页空间分配（见 清单 2）。
清单 2. 检查 AIX 7 如何处理分页空间分配
# vmo -o defps
清单 2 说明正在使用默认方法（延迟的分页空间分配）。要想禁用这个策略，需要将这个参数设置为 0。这将让系统使用晚分页空间分配策略。晚分页空间分配策略会直到 RAM 中的页面被修改时才分配相应的分页磁盘块。这种方法通常用于那些性能比可靠性更重要的环境。在这里给出的场景中，程序可能会由于缺少内存而运行失败。那么早分页空间分配又如何呢？如果希望确保进程不会因为分页空间太少而终止，通常使用这种策略。早分页空间分配策略预先分配分页空间。这与晚分页空间分配策略正好相反。对于可靠性要求很高的环境，可以使用这种策略。启用这种策略的方法是将 PSALLOC 环境变量设置为 early (PSALLOC=early)。
分页空间的垃圾收集
AIX 7 还支持分页空间的垃圾收集，这意味着当系统耗尽某个工作负载和应用程序集合的分页空间时，可以强制回收作为分页块使用的磁盘空间。垃圾收集有助于从系统中挤出更多内存，有助于提高包含当前正在使用的应用程序的工作负载的性能。
由于允许回收页面，配置的分页空间可以少于可能需要的数量。可以通过延迟的分页空间分配策略以多种可配置的方式执行垃圾收集。默认的方法是，在把页面读回内存中之后执行收集。在这种情况下，页面存储在磁盘上，也存在于内存中，但是并不从磁盘上删除；这样的话，如果不得不再次写出页面（但是没有更改过），就不会影响性能。
有两个关键参数 npsrpgmin 和 npsrpgmax，它们设置开始和应该停止重新页面调入垃圾收集时的块数。另外两个参数 rpgclean 和 rpgcontrol 指定如何执行垃圾收集。
rpgclean 参数定义垃圾收集是从被修改的页面开始（默认设置，0），还是从分页空间读取的页面开始（1）。设置为后者可以提高垃圾收集的效果，让更多页面可用，但是可能影响性能。
rpgcontrol 支持三个选项，通过引用 npsrpgmin 和 npsrpgmax 选项控制执行垃圾收集的时间。默认值 2 指定垃圾收集的发生不考虑限制。1 值表示处理读访问。0 值禁止释放分页空间磁盘块。
可以使用 vmo 工具配置所有设置。
除了在读入和写出页面时执行垃圾收集，另一种做法是让内核进程 pgsc 清洗（scrub）内存，标识出已经写到磁盘的页面，但是现在出现在内存中，还没有再次写出到磁盘。这会释放分页设备上的分页块，让其他应用程序可以使用它们。
页面清洗比页面调入清洗更密集，但好处是可以释放已经在磁盘上创建但是从没有实际写到分页空间的页面。
与页面调入清洗相似，使用 vmo 配置这种操作。npscrubmin 和 npscrubmax 参数指定开始和停止清洗时的空闲分页空间块数量。
scrub 参数启用或禁用清洗（默认设置是禁用）。scrubclean 参数启用或禁用对已经分配但还没有修改过的页面进行清洗。
对于这两种页面清洗，在分页空间通常很少的系统上，可能应该配置更激进的清洗方案，让需要支持的应用程序和工作负载有更多页面可用。
为了更好地了解分页需求，我们先看看如何监视分页空间。
监视和配置分页空间
在本节中，我们将介绍如何监视系统中的分页空间。我们还将介绍用于配置分页空间的各种命令，以及帮助系统管理员使用分页空间的其他工具。
要想确定系统中分页空间的使用量，最简单的方法是运行 lsps 命令（见 清单 3）。
清单 3. 运行 lsps 命令
Total Paging Space
Percent Used
您已经在前面看到了 -a 标志。我们喜欢使用 -s 标志，因为 -a 标志仅仅显示正在使用的分页空间，而 -s 标志则可以提供分配的所有分页空间的汇总信息，包括使用早分页空间分配策略分配的空间。当然，这仅适用于禁用了默认分页分配方法的情况。
接下来再研究 vmstat。本系列的 第 2 部分 非常详细地讨论了 vmstat，这是我们最喜欢的 VMM 监视工具之一。我们发现它是查明系统运行情况的最快方法。可以通过它发现是否存在许多分页活动以及是否发生了抖动。
让我们来看看 清单 4 所示的输出。
清单 4. 使用 vmstat
# vmstat 1 5
System Configuration: lcpu=2 mem=4096MB
----- ----------- ------------------------ ------------ -----------
0.92 368.5
0.89 357.1
0.91 365.3
0.91 365.1
0.95 378.8
其中最有意义的列包括：
avm & 这一列表示正在使用的活动虚拟内存量（4k 页面数量），不包括文件页面。
fre & 这一列表示内存空闲列表的大小。在大多数情况下，当这个值变得很小时我们并不担心，因为 AIX 7 总是会充分地使用内存，不会像希望的那样尽早地释放内存。这个设置由 vmo 命令的 minfree 参数确定。归根结底，分页信息更加重要。
pi & 这一列表示从分页空间调入的页面数。
po & 这一列表示调出到分页空间的页面数。
正如在清单 4 中看到的，此系统中几乎没有进行分页。
清单 5 给出一个可能出现了抖动的系统示例。
清单 5. 可能存在抖动的系统
# vmstat 2 3
System Configuration: lcpu=4 mem=4096MB
----- ----------- ------------------------ ------------ -----------
us sy id wa
0.94 374.3
0.95 381.8
0.95 381.6
0.94 377.2
0.88 352.8
0.92 369.1
凭什么得出这个结论呢？首先，看看 po 列。该列的值表明页面不断地在磁盘和 RAM 之间来回移动。还应该发现系统中存在瓶颈，因为阻塞的进程和等待时间都非常高。空闲列表的值也比正常情况低。使用 vmo 命令查看空闲列表，发现数值为 120。这意味着空闲列表的值不应该低于 120。一般情况下，我们认为空闲列表的值较低并不能说明有问题，但是在这个示例中，它比正常值还要低。当出现这种情况时，通常表明系统中发生了抖动。抖动的典型标志是，当操作系统试图释放资源时，首先警告进程以释放分页空间，然后终止整个进程。通过调优 vmo 参数，可以帮助设置抖动开始时的阈值。还可以使用 topas 或 nmon 查看内存使用情况。
那么如何维护分页空间的大小呢？在 AIX 7 中，可以使用 swap 命令来完成这项任务（见 清单 6），也可以使用单独的 mkps 和 chps 命令创建带有逻辑分区的分页空间。
清单 6. 使用 swap 命令
这说明已经定义了一个交换分区。您还会注意到，实际上只使用了 3MB 的空间。清单 7 显示了当分页空间利用率过高时会发生什么情况。
清单 7. 耗尽分页空间
Page Space
Physical Volume
Volume Group
Size %Used Active
Type Chksum
在这个示例中，分页空间变得很低，以至于可能有危险。系统可能已经运行很长时间了。如果正在运行数据库（比如 Oracle），那么直到清空数据库缓存，才会释放虚拟内存。让我们来看一下系统运行了多长时间（见 清单 8）。
清单 8. 使用 uptime 命令
up 9 days,
load average: 0.00, 0.03, 0.04
如清单 8 所示，这个系统只运行了 9 天。如果在这么短的时间内分页空间利用率就增加到了 73%，那么应该考虑添加更多的分页空间。如果系统中还有足够的空间，可以添加另一个分区。
应该记住的一个最佳实践是，要保持分页空间的大小相同。在这个示例中，我们会添加另一个 4GB 的分页空间到 rootvg 卷中。可以使用 System Management Interface Tool (SMIT) 来完成这项任务，并使用 smit mkps 和 smit swapon 命令激活分页空间。也可以从命令行使用 swapon（包括 swapoff）命令。如果可以，应该使用最少用于分页区域的磁盘。另外，尽量避免为每个物理磁盘分配多个分页逻辑卷。尽管有些管理员并不介意将分页空间放在外部存储上，但是我个人并不喜欢这种做法。如果采用这种方式，而且外部存储直到重新启动之后才可用，那么系统可能会出现崩溃（这取决于所分配的分页空间的大小）。如果可以，应该将它们分散到多个磁盘上，并使用 lsps -a 命令确保它们联机。
系统上究竟需要多大的分页空间呢？基本原则是什么呢？首先，咨询拥有应用程序的团队。DB2& 或 Oracle 团队应该可以告诉您，从数据库的角度来看系统究竟需要分配多大的分页空间。如果是小型的组织，就不得不自己研究确定。但是，请多加小心。数据库管理员通常喜欢提出最大的需求，可能要求您将分页空间的大小设置为 RAM 的两倍，尽管对于包含大量 RAM 的现代系统这条规则并不现实。通常，您需要的是在耗尽主 RAM 的情况下使用分页空间，而不是在 RAM 和磁盘上同时保存页面的持久拷贝。在投入运行后，要经常监视系统。如果看到分页空间的利用率从来都没有接近过 50%，那么就不要添加空间。比较合理的规则是，把分页空间配置为 RAM 大小的一半加上 4GB，上限为 32GB。在有超过 32 GB RAM 的系统上，或者在使用 LPAR 和 WPAR 帮助划分工作负载的系统上，可以根据内存需求更有针对性地做出决定。
一般规则是使用 lsps -a 命令监视空间，只要系统上的利用率不超过 25%，就不必担心。添加根本不会用到的额外空间只会浪费磁盘空间，有时候会对性能有消极影响，因为 OS 要处理更大的分页空间。
经常有人问我们如何判断某个进程是否正在使用分页空间。可以看一下 svmon 的输出，见 清单 9。
清单 9. 使用 svmon
# l488pp065_pub[/tmp] & svmon -P 7209170
---------------------------------------------------------------------------
Pid Command
Virtual 64-bit Mthrd
7209170 sshd
确定了 PID 数值之后，可以使用 svmon 进一步深入研究。这可以帮助确定是否需要对应用程序进行优化，从而帮助停止分页或者优化操作系统。请阅读 svmon 的手册页，因为这个 AIX 特有的内存实用工具还有许多其他的用途。
用 vmo 进行调优
在本节中，我们使用 vmo 来优化分页参数，这可以极大地减少系统中的分页次数。我们还要介绍一些需要更改的阈值和参数，它们会影响整体扫描开销。
可以对 VMM 进行哪些调优工作来减少分页呢？在本系列的第一期中（见 参考资料），我们详细地介绍了 minperm 和 maxperm 参数，在本文中我们对一些最重要的概念进行总结。通过优化 vmo 设置，可以偏重于工作存储或者持久存储。通常，希望偏重于工作存储。防止 AIX 7 进行分页工作存储并充分利用数据库缓存的方法是，将 maxperm 设置为较高的值（大于 80），并通过设置 lru_file_repage=0 参数表示是否应该考虑 VMM 重分页计数，以及应该偷取何种类型的内存。默认设置为 1，所以需要将其更改为 0。可以使用 vmo 命令来完成这项工作。当将此参数设置为 0 时，它会告诉 VMM 希望仅偷取文件页面，而不是计算页面。这正是您所希望的。还需要设置 minperm、maxperm 和 maxclient 参数，见 清单 10。
清单 10. 设置 minperm、maxperm 和 maxclient 参数
vmo -p -o minperm%=5
vmo -p -o maxperm%=90
vmo -p -o maxclient%=90
在以前的 AIX 版本中，可以对 strict_maxperm 和 strict_maxclient 的默认值进行调优。在 AIX Version 5.3 中，更改 lru_file_repage 参数是一种更有效的调优方法，因为希望根本不使用 AIX 文件缓存。现在，让我们简要地总结一下 minfree 和 maxfree。如果空闲列表中的页面数低于 minfree 参数，VMM 就开始偷取页面，直到空闲列表至少包含 maxfree 参数中指定的页面数。AIX Version 5.3 中的默认设置通常可以正常工作（见 清单 11）。
清单 11. maxfree 和 minfree 的默认设置
# vmo -a | grep free
maxfree = 1088
minfree = 960
让我们来讨论分页空间阈值的调优。如前所述，当分页空间开始变得非常低时，系统将会开始警告破坏性的进程，然后终止它们。更改哪些阈值可以影响这种活动呢？这些阈值是 npsware、npskill 和 nokilluid。npswarn 是当空间变得较低时用于通知进程的阈值。npskill 是 AIX 7 开始终止进程的阈值。如果策略是早分页空间分配策略，它将不会终止进程。我们曾提到过，这是最可靠的分页方法。nokillid 是一个非常重要的阈值，因为如果它设置为 1，那么它将确保不会终止 root 拥有的进程，即使达到了 npskill 阈值。
另外，当因为分页空间的问题导致进程不能通过 fork 系统调用来创建子进程时，调度程序将重新尝试为其创建子进程，最多重试五次，每次重试之间延迟 10 个时钟周期。可以更改 schedo 参数以增加或减少尝试的次数。用于这项任务的参数是 pacefork 值。可以查看的另一个重要参数是 lrubucket。对这个参数进行调优可以降低扫描开销。在对有大量内存的系统进行扫描时，因为页面置换算法始终寻找空闲帧，所以需要扫描的页帧数量非常大。增加这个值可以减少需要扫描的桶数。这样做可以帮助提高性能。清单 12 使用带 -a 选项的 vmo 命令以显示 lrubucket 的值。
清单 12. 显示 lrubucket 的值
# vmo -a | grep lru
lru_file_repage = 1
lru_poll_interval = 0
lrubucket = 131072 (this is in 4 KB frames)
要将其默认值从 512MB 增加到 1GB，可以使用 # vmo -o lrubucket=262144。
可以通过这种方式使用 vmo 来显著减少 AIX 7 系统中的分页。
本系列的第 3 部分介绍了一些用于捕捉数据以进行交换分析的工具。您使用了一些系统管理命令来显示和配置系统中的交换活动，了解了分页和交换的概念以及 AIX 7 中的各种分页方法。还看到了一些对系统的分页空间进行配置的最佳实践。最后，学习了优化 VMM 以处理分页和交换的特定方法。本系列的 第 1 部分 和 第 2 部分 详细地介绍了 VMM 以及如何对内存瓶颈进行故障排除。您使用了各种工具帮助监视系统，以便进行短期分析和长期趋势分析。还了解了通用优化方法的所有内容，以及在出现瓶颈前对系统进行监视的重要性。这让您能够在系统正常运行时建立基准数据，以便可以使用本系列中所介绍的方法，包括优化内存子系统。要确保在开发或测试环境中对更改进行测试，然后再把它们部署到生产环境中。
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摘要：Linux 操作系统和驱动程序运行在内核空间，应用程序运行在用户空间，两者不能简单地使用指针传递数据，因为Linux使用的虚拟内存机制，用户空间的数据可能被换出，当内核空间使用用户空间指针时，对应的数据可能不在内存中。用户空间的内存映射采用段页式，而内核空间有自己的规则；本文旨在探讨内核空间的地址映射。
Linux内核地址空间划分
通常32位Linux内核虚拟地址空间划分0~3G为用户空间，3~4G为内核空间(注意，内核可以使用的线性地址只有1G)。注意这里是32位内核地址空间划分，64位内核地址空间划分是不同的。
Linux内核高端内存的由来
当内核模块代码或线程访问内存时，代码中的内存地址都为逻辑地址，而对应到真正的物理内存地址，需要地址一对一的映射，如逻辑地址0xc0000003对应的物理地址为0×3，0xc0000004对应的物理地址为0×4，… …，逻辑地址与物理地址对应的关系为
物理地址 = 逻辑地址 – 0xC0000000：这是内核地址空间的地址转换关系，注意内核的虚拟地址在“高端”，但是ta映射的物理内存地址在低端。
物理内存地址
0xc0000000
0xc0000001
0xc0000002
0xc0000003
0xe0000000
0xffffffff
假 设按照上述简单的地址映射关系，那么内核逻辑地址空间访问为0xc0000000 ~ 0xffffffff，那么对应的物理内存范围就为0×0 ~ 0×，即只能访问1G物理内存。若机器中安装8G物理内存，那么内核就只能访问前1G物理内存，后面7G物理内存将会无法访问，因为内核 的地址空间已经全部映射到物理内存地址范围0×0 ~ 0×。即使安装了8G物理内存，那么物理地址为0×的内存，内核该怎么去访问呢？代码中必须要有内存逻辑地址 的，0xc0000000 ~ 0xffffffff的地址空间已经被用完了，所以无法访问物理地址0×以后的内存。
显 然不能将内核地址空间0xc0000000 ~ 0xfffffff全部用来简单的地址映射。因此x86架构中将内核地址空间划分三部分：ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和 ZONE_HIGHMEM。ZONE_HIGHMEM即为高端内存，这就是内存高端内存概念的由来。
在x86结构中，三种类型的区域（从3G开始计算）如下：
ZONE_DMA&&&&&&& 内存开始的16MB
ZONE_NORMAL &&& & 16MB~896MB
ZONE_HIGHMEM&& & & 896MB ~ 结束（1G）
Linux内核高端内存的理解
前 面我们解释了高端内存的由来。 Linux将内核地址空间划分为三部分ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和ZONE_HIGHMEM，高端内存HIGH_MEM地址空间范围为 0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF（896MB～1024MB）。那么如内核是如何借助128MB高端内存地址空间是如何实现访问可以所有物理内存？
当内核想访问高于896MB物理地址内存时，从0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF地址空间范围内找一段相应大小空闲的逻辑地址空间，借用一会。借用这段逻辑地址空间，建立映射到想访问的那段物理内存（即填充内核PTE页面表），临时用一会，用完后归还。这样别人也可以借用这段地址空间访问其他物理内存，实现了使用有限的地址空间，访问所有所有物理内存。如下图。
例 如内核想访问2G开始的一段大小为1MB的物理内存，即物理地址范围为0× ~ 0x800FFFFF。访问之前先找到一段1MB大小的空闲地址空间，假设找到的空闲地址空间为0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF，用这1MB的逻辑地址空间映射到物理地址空间0× ~ 0x800FFFFF的内存。映射关系如下：
物理内存地址
0xF8700000
0xF8700001
0xF8700002
0xF87FFFFF
0x800FFFFF
当内核访问完0× ~ 0x800FFFFF物理内存后，就将0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF内核线性空间释放。这样其他进程或代码也可以使用0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF这段地址访问其他物理内存。
从上面的描述，我们可以知道高端内存的最基本思想：借一段地址空间，建立临时地址映射，用完后释放，达到这段地址空间可以循环使用，访问所有物理内存。
看到这里，不禁有人会问：万一有内核进程或模块一直占用某段逻辑地址空间不释放，怎么办？若真的出现的这种情况，则内核的高端内存地址空间越来越紧张，若都被占用不释放，则没有建立映射到物理内存都无法访问了。
Linux内核高端内存的划分
内核将高端内存划分为3部分：VMALLOC_START~VMALLOC_END、KMAP_BASE~FIXADDR_START和FIXADDR_START~4G。
对 于高端内存，可以通过 alloc_page() 或者其它函数获得对应的 page，但是要想访问实际物理内存，还得把 page 转为线性地址才行（为什么？想想 MMU 是如何访问物理内存的），也就是说，我们需要为高端内存对应的 page 找一个线性空间，这个过程称为高端内存映射。
对应高端内存的3部分，高端内存映射有三种方式：
映射到”内核动态映射空间”（noncontiguous memory allocation）
这种方式很简单，因为通过 vmalloc() ，在”内核动态映射空间”申请内存的时候，就可能从高端内存获得页面（参看 vmalloc 的实现），因此说高端内存有可能映射到”内核动态映射空间”中。
持久内核映射（permanent kernel mapping）
如果是通过 alloc_page() 获得了高端内存对应的 page，如何给它找个线性空间？
内核专门为此留出一块线性空间，从 PKMAP_BASE 到 FIXADDR_START ，用于映射高端内存。在 2.6内核上，这个地址范围是 4G-8M 到 4G-4M 之间。这个空间起叫”内核永久映射空间”或者”永久内核映射空间”。这个空间和其它空间使用同样的页目录表，对于内核来说，就是 swapper_pg_dir，对普通进程来说，通过 CR3 寄存器指向。通常情况下，这个空间是 4M 大小，因此仅仅需要一个页表即可，内核通过来 pkmap_page_table 寻找这个页表。通过 kmap()，可以把一个
page 映射到这个空间来。由于这个空间是 4M 大小，最多能同时映射 1024 个 page。因此，对于不使用的的 page，及应该时从这个空间释放掉（也就是解除映射关系），通过 kunmap() ，可以把一个 page 对应的线性地址从这个空间释放出来。
临时映射（temporary kernel mapping）
内核在 FIXADDR_START 到 FIXADDR_TOP 之间保留了一些线性空间用于特殊需求。这个空间称为”固定映射空间”在这个空间中，有一部分用于高端内存的临时映射。
这块空间具有如下特点：
（1）每个 CPU 占用一块空间
（2）在每个 CPU 占用的那块空间中，又分为多个小空间，每个小空间大小是 1 个 page，每个小空间用于一个目的，这些目的定义在 kmap_types.h 中的 km_type 中。
当要进行一次临时映射的时候，需要指定映射的目的，根据映射目的，可以找到对应的小空间，然后把这个空间的地址作为映射地址。这意味着一次临时映射会导致以前的映射被覆盖。通过 kmap_atomic() 可实现临时映射。
常见问题：
1、用户空间（进程）是否有高端内存概念？
用户进程没有高端内存概念。只有在内核空间才存在高端内存。用户进程最多只可以访问3G物理内存，而内核进程可以访问所有物理内存。
2、64位内核中有高端内存吗？
目前现实中，64位Linux内核不存在高端内存，因为64位内核可以支持超过512GB内存。若机器安装的物理内存超过内核地址空间范围，就会存在高端内存。
3、用户进程能访问多少物理内存？内核代码能访问多少物理内存？
32位系统用户进程最大可以访问3GB，内核代码可以访问所有物理内存。
64位系统用户进程最大可以访问超过512GB，内核代码可以访问所有物理内存。
4、高端内存和物理地址、逻辑地址、线性地址的关系？
高端内存只和逻辑地址有关系，和逻辑地址、物理地址没有直接关系。
5、为什么不把所有的地址空间都分配给内核？
若把所有地址空间都给内存，那么用户进程怎么使用内存？怎么保证内核使用内存和用户进程不起冲突？
（1）让我们忽略Linux对段式内存映射的支持。 在保护模式下，我们知道无论CPU运行于用户态还是核心态，CPU执行程序所访问的地址都是虚拟地址，MMU 必须通过读取控制寄存器CR3中的值作为当前页面目录的指针，进而根据分页内存映射机制（参看相关文档）将该虚拟地址转换为真正的物理地址才能让CPU真 正的访问到物理地址。
（2）对于32位的Linux，其每一个进程都有4G的寻址空间，但当一个进程访问其虚拟内存空间中的某个地址时又是怎样实现不与其它进程的虚拟空间混淆 的呢？每个进程都有其自身的页面目录PGD，Linux将该目录的指针存放在与进程对应的内存结构task_struct.(struct mm_struct)mm-&pgd中。每当一个进程被调度（schedule()）即将进入运行态时，Linux内核都要用该进程的PGD指针设 置CR3（switch_mm()）。
（3）当创建一个新的进程时，都要为新进程创建一个新的页面目录PGD，并从内核的页面目录swapper_pg_dir中复制内核区间页面目录项至新建进程页面目录PGD的相应位置，具体过程如下：
do_fork() --& copy_mm() --& mm_init() --& pgd_alloc() --& set_pgd_fast() --& get_pgd_slow() --& memcpy(&PGD + USER_PTRS_PER_PGD, swapper_pg_dir + USER_PTRS_PER_PGD, (PTRS_PER_PGD - USER_PTRS_PER_PGD) * sizeof(pgd_t))
这样一来，每个进程的页面目录就分成了两部分，第一部分为“用户空间”，用来映射其整个进程空间（0x－0xBFFF FFFF）即3G字节的虚拟地址；第二部分为“系统空间”，用来映射（0xC000 0000－0xFFFF FFFF）1G字节的虚拟地址。可以看出Linux系统中每个进程的页面目录的第二部分是相同的，所以从进程的角度来看，每个进程有4G字节的虚拟空间， 较低的3G字节是自己的用户空间，最高的1G字节则为与所有进程以及内核共享的系统空间。
（4）现在假设我们有如下一个情景：
在进程A中通过系统调用sethostname(const char *name,seze_t len)设置计算机在网络中的“主机名”.
在该情景中我们势必涉及到从用户空间向内核空间传递数据的问题，name是用户空间中的地址，它要通过系统调用设置到内核中的某个地址中。让我们看看这个 过程中的一些细节问题：系统调用的具体实现是将系统调用的参数依次存入寄存器ebx,ecx,edx,esi,edi（最多5个参数，该情景有两个 name和len），接着将系统调用号存入寄存器eax，然后通过中断指令“int 80”使进程A进入系统空间。由于进程的CPU运行级别小于等于为系统调用设置的陷阱门的准入级别3，所以可以畅通无阻的进入系统空间去执行为int 80设置的函数指针system_call()。由于system_call()属于内核空间，其运行级别DPL为0，CPU要将堆栈切换到内核堆栈，即
进程A的系统空间堆栈。我们知道内核为新建进程创建task_struct结构时，共分配了两个连续的页面，即8K的大小，并将底部约1k的大小用于 task_struct（如#define alloc_task_struct() ((struct task_struct *) __get_free_pages(GFP_KERNEL,1))）,而其余部分内存用于系统空间的堆栈空间，即当从用户空间转入系统空间时，堆栈指针 esp变成了（alloc_task_struct()+8192），这也是为什么系统空间通常用宏定义current（参看其实现）获取当前进程的
task_struct地址的原因。每次在进程从用户空间进入系统空间之初，系统堆栈就已经被依次压入用户堆栈SS、用户堆栈指针ESP、EFLAGS、 用户空间CS、EIP，接着system_call()将eax压入，再接着调用SAVE_ALL依次压入ES、DS、EAX、EBP、EDI、ESI、 EDX、ECX、EBX，然后调用sys_call_table+4*%EAX，本情景为sys_sethostname()。
（5）在sys_sethostname()中，经过一些保护考虑后，调用copy_from_user(to,from,n），其中to指向内核空间 system_utsname.nodename，譬如0xE625A000，from指向用户空间譬如0x8010FE00。现在进程A进入了内核，在 系统空间中运行，MMU根据其PGD将虚拟地址完成到物理地址的映射，最终完成从用户空间到系统空间数据的复制。准备复制之前内核先要确定用户空间地址和 长度的合法性，至于从该用户空间地址开始的某个长度的整个区间是否已经映射并不去检查，如果区间内某个地址未映射或读写权限等问题出现时，则视为坏地址，
就产生一个页面异常，让页面异常服务程序处理。过程如 下：copy_from_user()-&generic_copy_from_user()-&access_ok()+__copy_user_zeroing().
（6）小结：
*进程寻址空间0~4G&&
*进程在用户态只能访问0~3G，只有进入内核态才能访问3G~4G&&
*进程通过系统调用进入内核态
*每个进程虚拟空间的3G~4G部分是相同的&&
*进程从用户态进入内核态不会引起CR3的改变但会引起堆栈的改变
Linux 简化了分段机制，使得虚拟地址与线性地址总是一致，因此，Linux的虚拟地址空间也为0～4G。Linux内核将这4G字节的空间分为两部分。将最高的
1G字节（从虚拟地址0xCxFFFFFFFF），供内核使用，称为“内核空间”。而将较低的3G字节（从虚拟地址 0xxBFFFFFFF），供各个进程使用，称为“用户空间）。因为每个进程可以通过系统调用进入内核，因此，Linux内核由系统 内的所有进程共享。于是，从具体进程的角度来看，每个进程可以拥有4G字节的虚拟空间。
&& &Linux使用两级保护机制：0级供内核使用，3级供用户程序使用。从图中可以看出（这里无法表示图），每个进程有各自的私有用户空间（0～3G），这个空间对系统中的其他进程是不可见的。最高的1GB字节虚拟内核空间则为所有进程以及内核所共享。
1．虚拟内核空间到物理空间的映射
& 内核空间中存放的是内核代码和数据，而进程的用户空间中存放的是用户程序的代码和数据。不管是内核空间还是用户空间，它们都处于虚拟空间中。读者会问，系 统启动时，内核的代码和数据不是被装入到物理内存吗？它们为什么也处于虚拟内存中呢？这和编译程序有关，后面我们通过具体讨论就会明白这一点。
虽 然内核空间占据了每个虚拟空间中的最高1GB字节，但映射到物理内存却总是从最低地址（0x）开始。对内核空间来说，其地址映射是很简单 的线性映射，0xC0000000就是物理地址与线性地址之间的位移量，在Linux代码中就叫做PAGE_OFFSET。
我们来看一下在include/asm/i386/page.h中对内核空间中地址映射的说明及定义：
* This handles the memory map.. We could make this a config
* option, but too many people screw it up, and too few need
* A __PAGE_OFFSET of 0xC0000000 means that the kernel has
* a virtual address space of one gigabyte, which limits the
* amount of physical memory you can use to about 950MB.&
* If you want more physical memory than this then see the CONFIG_HIGHMEM4G
* and CONFIG_HIGHMEM64G options in the kernel configuration.
#define __PAGE_OFFSET &&&&&&&& &(0xC0000000)
#define PAGE_OFFSET &&&&&&&&&&&&((unsigned long)__PAGE_OFFSET)
#define __pa(x) &&&&&&&&&&&&&& &((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)
#define __va(x) &&&&&&&&&&&&&& &((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))
源 代码的注释中说明，如果你的物理内存大于950MB，那么在编译内核时就需要加CONFIG_HIGHMEM4G和CONFIG_HIGHMEM64G选 项，这种情况我们暂不考虑。如果物理内存小于950MB，则对于内核空间而言，给定一个虚地址x，其物理地址为“x- PAGE_OFFSET”，给定一个物理地址x，其虚地址为“x+ PAGE_OFFSET”。
这里再次说明，宏__pa()仅仅把一个内核空间的虚地址映射到物理地址，而决不适用于用户空间，用户空间的地址映射要复杂得多。
2．内核映像
& 在下面的描述中，我们把内核的代码和数据就叫内核映像（kernel image）。当系统启动时，Linux内核映像被安装在物理地址0x开始的地方，即1MB开始的区间(第1M留作它用)。然而，在正常 运行时， 整个内核映像应该在虚拟内核空间中，因此，连接程序在连接内核映像时，在所有的符号地址上加一个偏移量PAGE_OFFSET，这样，内核映像在内核空间 的起始地址就为0xC0100000。
例如，进程的页目录PGD（属于内核数据结构）就处于内核空间中。在进程切换时，要将寄存器CR3设置成指 向新进程的页目录PGD，而该目录的起始地址在内核空间中是虚地址，但CR3所需要的是物理地址，这时候就要用__pa()进行地址转换。在 mm_context.h中就有这么一行语句：
asm volatile(“movl %0,%%cr3”: :”r” (__pa(next-&pgd));
这是一行嵌入式汇编代码，其含义是将下一个进程的页目录起始地址next_pgd，通过__pa()转换成物理地址，存放在某个寄存器中，然后用mov指令将其写入CR3寄存器中。经过这行语句的处理，CR3就指向新进程next的页目录表PGD了。
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