Linux进程如何使用内存

 

进程如何使用内存？

毫无疑问，所有进程（执行的程序）都必须占用一定数量的内存，它或是用来存放从磁盘载入的程序代码，或是存放取自用户输入的数据等等。不过进程对这些内存的管理方式因内存用途不一而不尽相同，有些内存是事先静态分配和统一回收的，而有些却是按需要动态分配和回收的。

对任何一个普通进程来讲，它都会涉及到5种不同的数据段。稍有编程知识的朋友都能想到这几个数据段中包含有“程序代码段”、“程序数据段”、“程序堆栈段”等。不错，这几种数据段都在其中，但除了以上几种数据段之外，进程还另外包含两种数据段。下面我们来简单归纳一下进程对应的内存空间中所包含的5种不同的数据区。

代码段：代码段是用来存放可执行文件的操作指令，也就是说是它是可执行程序在内存中的镜像。代码段需要防止在运行时被非法修改，所以只准许读取操作，而不允许写入（修改）操作——它是不可写的。

数据段：数据段用来存放可执行文件中已初始化全局变量，换句话说就是存放程序静态分配[1]的变量和全局变量。

BSS段[2]：BSS段包含了程序中未初始化的全局变量，在内存中 bss段全部置零。

堆（heap）：堆是用于存放进程运行中被动态分配的内存段，它的大小并不固定，可动态扩张或缩减。当进程调用malloc等函数分配内存时，新分配的内存就被动态添加到堆上（堆被扩张）；当利用free等函数释放内存时，被释放的内存从堆中被剔除（堆被缩减）

栈：栈是用户存放程序临时创建的局部变量，也就是说我们函数括弧“{}”中定义的变量（但不包括static声明的变量，static意味着在数据段中存放变量）。除此以外，在函数被调用时，其参数也会被压入发起调用的进程栈中，并且待到调用结束后，函数的返回值也会被存放回栈中。由于栈的先进先出特点，所以栈特别方便用来保存/恢复调用现场。从这个意义上讲，我们可以把堆栈看成一个寄存、交换临时数据的内存区。

进程如何组织这些区域？

上述几种内存区域中数据段、BSS和堆通常是被连续存储的——内存位置上是连续的，而代码段和栈往往会被独立存放。有趣的是，堆和栈两个区域关系很“暧昧”，他们一个向下“长”（i386体系结构中栈向下、堆向上），一个向上“长”，相对而生。但你不必担心他们会碰头，因为他们之间间隔很大（到底大到多少，你可以从下面的例子程序计算一下），绝少有机会能碰到一起。

下图简要描述了进程内存区域的分布：

“事实胜于雄辩”，我们用一个小例子（原形取自《User-Level Memory Management》）来展示上面所讲的各种内存区的差别与位置。

#include

#include

#include

int bss_var;

int data_var0=1;

int main(int argc,char **argv)

{

  printf("below are addresses of types of process's mem\n");

  printf("Text location:\n");

  printf("\tAddress of main(Code Segment):%p\n",main);

  printf("____________________________\n");

  int stack_var0=2;

  printf("Stack Location:\n");

  printf("\tInitial end of stack:%p\n",&stack_var0);

  int stack_var1=3;

  printf("\tnew end of stack:%p\n",&stack_var1);

  printf("____________________________\n");

  printf("Data Location:\n");

  printf("\tAddress of data_var(Data Segment):%p\n",&data_var0);

  static int data_var1=4;

  printf("\tNew end of data_var(Data Segment):%p\n",&data_var1);

  printf("____________________________\n");

  printf("BSS Location:\n");

  printf("\tAddress of bss_var:%p\n",&bss_var);

  printf("____________________________\n");

  char *b = sbrk((ptrdiff_t)0);

  printf("Heap Location:\n");

  printf("\tInitial end of heap:%p\n",b);

  brk(b+4);

  b=sbrk((ptrdiff_t)0);

  printf("\tNew end of heap:%p\n",b);

return 0;

 }

它的结果如下

below are addresses of types of process's mem

Text location:

   Address of main(Code Segment):0x8048388

____________________________

Stack Location:

   Initial end of stack:0xbffffab4

   new end of stack:0xbffffab0

____________________________

Data Location:

   Address of data_var(Data Segment):0x8049758

   New end of data_var(Data Segment):0x804975c

____________________________

BSS Location:

   Address of bss_var:0x8049864

____________________________

Heap Location:

   Initial end of heap:0x8049868

   New end of heap:0x804986c

利用size命令也可以看到程序的各段大小，比如执行size example会得到

text data bss dec hex filename

1654 280   8 1942 796 example

但这些数据是程序编译的静态统计，而上面显示的是进程运行时的动态值，但两者是对应的。

进程的内存空间：

Linux操作系统采用虚拟内存管理技术，使得每个进程都有各自互不干涉的进程地址空间。该空间是块大小为4G的线性虚拟空间，用户所看到和接触到的都是该虚拟地址，无法看到实际的物理内存地址。利用这种虚拟地址不但能起到保护操作系统的效果（用户不能直接访问物理内存），而且更重要的是，用户程序可使用比实际物理内存更大的地址空间 

在讨论进程空间细节前，这里先要澄清下面几个问题：

l         第一、4G的进程地址空间被人为的分为两个部分——用户空间与内核空间。用户空间从0到3G（0xC0000000），内核空间占据3G到4G。用户进程通常情况下只能访问用户空间的虚拟地址，不能访问内核空间虚拟地址。只有用户进程进行系统调用（代表用户进程在内核态执行）等时刻可以访问到内核空间。

l         第二、用户空间对应进程，所以每当进程切换，用户空间就会跟着变化；而内核空间是由内核负责映射，它并不会跟着进程改变，是固定的。内核空间地址有自己对应的页表（init_mm.pgd），用户进程各自有不同的页表。

l         第三、每个进程的用户空间都是完全独立、互不相干的。不信的话，你可以把上面的程序同时运行10次（当然为了同时运行，让它们在返回前一同睡眠100秒吧），你会看到10个进程占用的线性地址一模一样。

进程所能直接操作的地址都为虚拟地址。当进程需要内存时，从内核获得的仅仅是虚拟的内存区域，而不是实际的物理地址，进程并没有获得物理内存，获得的仅仅是对一个新的线性地址区间的使用权。实际的物理内存只有当进程真的去访问新获取的虚拟地址时，才会由“请求页机制”产生“缺页”异常，从而进入分配实际页面的例程 。

当应用程序访问一个虚拟地址时，首先必须将虚拟地址转化成物理地址，然后处理器才能解析地址访问请求。地址的转换工作需要通过查询页表才能完成，概括地讲，地址转换需要将虚拟地址分段，使每段虚地址都作为一个索引指向页表，而页表项则指向下一级别的页表或者指向最终的物理页面。每个进程都有自己的页表。进程描述符的pgd域指向的就是进程的页全局目录。

物理内存管理（页管理）

物理内存是由Linux内核通过分页机制管理实现的，它将整个内存划分成无数个4k（在i386体系结构中）大小的页，从而分配和回收内存的基本单位便是内存页了。利用分页管理有助于灵活分配内存地址，因为分配时不必要求必须有大块的连续内存，系统可以东一页、西一页的凑出所需要的内存供进程使用。虽然如此，但是实际上系统使用内存时还是倾向于分配连续的内存块，因为分配连续内存时，页表不需要更改，因此能降低TLB的刷新率（频繁刷新会在很大程度上降低访问速度）。