Linux程序地址空间

Tips: 之后的博客以记录笔记为主了

0.前言

历史遗留

#include
#include

int g_val1;
int g_val2 = 10;

int main()
{
  printf("                  code addr:%p\n",main);
  const char*str = "hello world";
  printf("read only string value addr:%p\n",str);
  printf("     init global value addr:%p\n",&g_val1);
  printf("   uninit global value addr:%p\n",&g_val2);
  char*mem = (char*)malloc(100);
  printf("                  heap addr:%p\n",mem);
  printf("                 stack addr:%p\n",&str);                                    

  return 0;
}

栈区的地址是高地址向低地址方向增长，堆区的地址是低地址向高地址方向增长

对于static修饰的静态变量，我们以为是是存储在栈区，其实在编译的时候，已经被编译到全局去了，所以在函数调用结束之后，并不会被释放，只不过它的作用域只是在这块函数里面(如下图验证，地址与全局数据相近)

进程独立性

接下来看这段代码

#include
#include
#include

int g_val = 100;

int main()
{
  pid_t id = fork();  //创建子进程
  if(id == 0)
  {
    int cnt = 5;
    //子进程
    while(1)
    {
      printf("I am child,pid:%d ppid:%d ,g_val:%d,&g_val:%p\n",getpid(),getppid(),g_va    l,&g_val);
      sleep(1);
      if(cnt--== 0)
      {
        g_val = 200;                                                                  
        printf("子进程:g_val:100->200\n");
      }
    }
  }
  else
  {
    while(1)
    {
      printf("I am parent,pid:%d ppid:%d ,g_val:%d,&g_val:%p\n",getpid(),getppid(),g_v    al,&g_val);
      sleep(1);
    }
  }
  return 0;
}

运行之后发现，子进程将全局的g_val修改后，并不会影响到父进程访问，但是子进程父进程访问的地址都是一样的。

这就说明他们访问的并不是直接的物理地址，这个地址叫做线性地址或者虚拟地址。

所以我们平时写的C/C++的指针，并不是物理地址

前面我们提到过，进程就是PCB+内核数据结构，但实际并没有这么简单。内核除了要创建PCB这样的结构，还要创建进程地址空间，

这些地址空间就是指向的虚拟地址，这个虚拟地址存在一张页表当中，是一个K_V结构，映射一个物理地址。

每个进程都有自己的页表，上面的子进程，拷贝了一份父进程的页表，当子进程的数据要修改的时候，就会进行写时拷贝，重新分配映射物理地址，所以这就有了_为什么这个子进程将g_val_修改之后，不影响父进程访问

2. 地址空间是什么

2.1 地址空间

在32位计算机中，有32位的地址和数据总线，CPU和内存通过总线连接起来。我们常说，计算机只认识二进制，再往深了说，计算机其实只认识高低电频，我们对内存中的寄存器进行充放电，就是数据的访问过程，由于只有高低电频，所以我们就将高电频定义为1，低电频定义为0，这就是我们所说的二进制。然后将这些高低电频组合起来，就是向内存寻址，也就是我们的物理地址

每根地址总线只有0、1，32根就是2³²总，寻址的单位是字节，所以这就注定了我们32位机器能够装载内存的内存空间为2³² * 1byte = 4GB。

2.2 地址空间的区域划分

我们地址空间的范围是[0,2³²]，在这个区间内，又被划分成了多个范围，例如我们的栈区、堆区什么的，通过这些区间的划分来管理好我们各个区域，我们需要什么区间的数据，直接定位在这个区间即可

struct mm_struct
{
    long code_start,code_end;
    long readonly_start,readonly_endl;
    long heap_start,heap_end;
    //...
}

3. 页表

对于页表，目前可以理解为一个映射表，每个虚拟地址都映射着自己的物理地址，另外也存储着读写的标识符rworr，这个标识符就代表着是否可以读写操作（只读常量）。

对于物理内存，并不知道是否可以读写，它没有权限这个概念，所以需要我们在中途进行标识。如果我们页表的标识符是只读，那么在中途就拦截下来了，并不会写入内存。这就是为什么有只读常量区。

我们玩的一些游戏，例如英雄联盟，下载就是十几个G，可是物理内存只有4个G或者8个G，但这个游戏还是能跑，这就能够说明，我们的操作系统对大文件，可以实现分批加载。

例如我们要加载一个500MB的空间，但我们的代码却是一行一行的执行，在短期之内并不需要这么多空间，可能只用到了10MB，那这剩余的490MB，需要全部加载到内存么？

这里我们要有一个共识，操作系统并不会做浪费时间和浪费空间的事情。

所以，这490MB，并不会全部加载到内存当中，操作系统采用的是一种惰性加载的策略。

在页表当中其实还有一个字段，这个标识符表示对应的代码和数据是否已经加载到内存当中。我们的虚拟地址都在这个也页表当中，但有些还没有给它加载到内存。当我们进行访问时，操作系统识别到页表中的这个标识符为未加载，那么在会申请一份物理内存，把这个可执行程序的代码和数据加载内存，然后把这个地址填到页表当中，这个过程叫做缺页中断，然后再进行访问就能访问了。

在进程创建的时候，一定是要先创建内核的数据结构，即对该进程维护的PCB、地址空间、页表这些对应关系处理好，然后再加载对应的可执行程序

4. 为什么要有进程地址空间

进程 = 内核数据结构(task_struct && mm_struct && 页表)+ 程序的代码和数据

• 每个进程启动时，操作系统都会给进程构建地址空间，依次来表征进程能看到的空间范围，这样就能让进程以统一的视角区看待内存结构，这样内存就不需要自己去维护了

  但这其实是一个大饼，虽然能看到整个内存的空间范围，但是并不会全部给这个进程使用，例如我们C语言申请内存的时候，申请太大的时候，会申请失败

• 有了虚拟地址，这样进程访问内存的时候，会经过一个中间的转换，如果是一个非法的访问操作，在这个转换的过程中，就能对这个非法操作进行拦截，这样就能保护我们的物理内存

• 有了地址空间和页表的存在，进程的管理并不用关系内存管理，进程需要的内存，如果没有了，会自动缺页中断，操作系统调用内存管理的功能。这样就将进程管理模块和内存管理模块进行解耦。
  ，如果是一个非法的访问操作，在这个转换的过程中，就能对这个非法操作进行拦截，这样就能保护我们的物理内存

• 有了地址空间和页表的存在，进程的管理并不用关系内存管理，进程需要的内存，如果没有了，会自动缺页中断，操作系统调用内存管理的功能。这样就将进程管理模块和内存管理模块进行解耦。