＜Linux＞进程地址空间

进程地址空间

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一、程序地址空间的空间排布

相信我们在学习C的过程中，下面这幅图都见过：

1、验证程序地址空间的排布：

• 程序地址空间不是内存。我们在linux操作系统中通过代码对该布局进行如下的验证：

#include<stdio.h>#include<stdlib.h>int g_unval;//未初始化int g_val =100;//初始化intmain(int argc,char*argv[],char*envp[]){printf("code addr:%p\n",main);//代码区起始地址constchar* p ="hello world";//p是指针变量(栈区)，p指向字符常量h(字符常量区)printf("read only addr:%p\n",p);//初始化数据printf("global val:%p\n",&g_val);//未初始化数据printf("global uninit val:%p\n",&g_unval);char*q =(char*)malloc(10);printf("heap addr:%p\n",q);//堆区printf("stack addr:%p\n",&p);//栈区 p先定义，先入栈printf("stack addr:%p\n",&q);//栈区int i =0;for(int i =0; i < argc; i++){printf("argc addr:%p\n", argv[i]);//命令行参数}
    i =0;while(envp[i]){printf("env addr:%p\n", envp[i]);//环境变量
        i++;}return0;}

总结：

1. 堆区向地址增大方向增长（箭头向上）
2. 栈区向地址减少方向增长（箭头向下）
3. 堆，栈相对而生
4. 我们一般在C函数中定义的变量，通常在栈上保存，那么先定义的一定是地址比较高（先定义先入栈，后定义后入栈）的。

3、如何理解static变量：

• 先前我们知道如果一个变量被static修饰，它的作用域不变，依旧在该函数内有效，但是其声明周期会随着程序一直存在，可为什么呢？

先来看下正常定义的变量：

#include<stdio.h>#include<stdlib.h>int un_g_val;int g_val =100;intmain(){printf("code addr:%p\n", main);printf("init global addr:%d\n",&g_val);printf("uninit global addr:%d\n",&un_g_val);char* m1 =(char*)malloc(100);char* m2 =(char*)malloc(100);int s =100;printf("heap addr:%d\n", m1);printf("heap addr:%d\n", m2);printf("stack addr:%d\n",&m1);printf("stack addr:%d\n",&m2);printf("s stack addr addr:%d\n",&s);return0;}

此时正常定义的变量s就符合先前栈的地址分布规则：后定义的变量在地址较低处，下面来看下static定义的变量：

根据图示：变量s一旦被static修饰，尽管s是在代码函数里面被定义，可是此变量已经不在栈上面了，此时变成了全局变量，这也就

是为什么生命周期会一直存在。

总结：函数内定义的变量static修饰，本质是编译器会把该变量编译进全局数据区内。

二、进程地址空间是什么？

用下面代码为示例：

当父子进程没有人修改全局数据的时候，父子是共享该数据的！可以通过下面的运行结果看出：

如果尝试写入呢？

代码共享，所以看到前五次打印的g_val的地址都是一样的，这我们不意外，等到了第六次时，我们发现父进程g_val依然是100，子进程的g_val变成了300，因为我们将它改了，这也不意外，因为前面说了，父子进程之间代码共享，而数据是各自私有一份的(写时拷贝)，但是令人奇怪的是地址竟然是一样的！

如果我们看到的地址，是物理地址，这种情况可不可能呢？

这是绝对不可能的，如果可能，那么父子进程在同一个地址处读取数据怎么会是不同的值呢？所以，我们曾经所学到的所有的地址，绝对不是物理地址。

这种地址我们称之为虚拟地址、线性地址、逻辑地址！！！

任何我们学过的语言，里面的地址都绝对不会是物理地址，虚拟地址这种地址是由操作系统给我们提供的，操作系统如何给我们提供呢？既然这种地址是虚拟地址，那么一定有某种途径将虚拟地址转化为物理地址，因为数据和代码一定在物理内存上，因为冯诺依曼规定任何数据在启动时必须加载到物理内存，所以肯定需要将虚拟地址转化成物理地址，这里的转化工作由操作系统完成，所有的程序都必须运行起来，运行起来之后，该程序立即变成了进程，那么刚刚打印的虚拟地址大概率和进程有某种关系

我们在上学期间，经常可能会和同桌画三八线，比如一张课桌是100cm，我们用一把尺子来划分区域，女孩的区域是0，50，男孩的区域是51，100，那么我们再计算机当中怎么描述这个事情呢？我们可以这样定义：

structarea{unsignedlong start;unsignedlong end;};structarea girl ={0,50};structarea boy ={50,100};

此时我们就划分好了区域，这时，不管是男孩还是女孩，大脑里都有了这样的一个区域：

当女孩觉得自己活动范围不够，想扩大自己的区域时，就可以调整自己认为的[start,end]，划分三八线的过程，就是划分区域的过程，调整区域的过程，本质就是调整自己认为的[start,end]

其中我们将桌子认为是物理内存，男孩和女孩认为是每一个进程，而男孩和女孩本质上都认为自己有一把尺子(脑海里的尺子)，这把尺子就是进程地址空间，男孩想放自己的书包、铅笔等物品时，男孩就在自己的进程地址空间再划分区域放自己的物品。

那么如何划分进程地址空间的区域呢？在Linux当中，进程地址空间本质上是一种数据结构，是多个区域的集合。

在Linux内核中，有这样一个结构体：struct mm_struct，在这个结构体去表示我们开始说的一个一个的区域呢？这样去表示：

structmm_struct{unsignedlong code_start;//代码区unsignedlong code_end;unsignedlong init_start;//初始化区unsignedlong init_end;unsignedlong uninit_start;//未初始化区unsignedlong uninit_end;unsignedlong heap_start;//堆区unsignedlong heap_end;unsignedlong stack_start;//栈区unsignedlong stack_end;//...等等}

在上面的例子中，男孩脑海里有一把尺子，想着自己拥有桌子的一半，女孩脑海里也有一把尺子，想着自己也拥有桌子的一半，而此时我们改变了：男孩和女孩关系比较好，不进行什么划分三八线，男孩脑海里有一把尺子，想着自己拥有0-100cm的桌子，女孩脑海里有一把尺子，想着自己也拥有0-100cm的桌子，他们在放东西时，只要记住了尺子的刻度就可以了。

为了更深一步的理解进程地址空间，我们再来举一个例子：

比如有一个富豪，他拥有10个亿的身家，这个富豪有3个私生子，这3个私生子互相并不知道自己的存在，富豪对自己的每一个私生子都说孩子你好好工作、好好学习，好好干，老爸现在有10个亿的家产，以后就全是你的，这大饼画的666，请问在这3个私生子的视觉来看，他们认为他们有多少的家产？当然是10亿，当每个私生子向这个富豪要钱时，只要能接受，富豪肯定都会给，不能接受，富豪可以直接拒绝，在这个例子中富豪给每个私生子脑海里建立了虚拟的10个亿，此时每个私生子都认为自己有10个亿，每个人要的钱都是不一样的。

在这个例子中：富豪称之为操作系统，私生子称之为进程，富豪给私生子画的10亿家产，当前私生子的地址空间，对比言之：操作系统默认会给每个进程构成一个地址空间的概念(32位下，地址空间是从000000…0000到FFFFFF…FFF)4GB的空间，每个进程都认为自己有4GB的空间，每个进程都可以向内存申请空间，只要能接受都会给你，不能接受操作系统会直接拒绝，但是对进程来说并没有什么影响，进程依旧认为自己有4GB的空间。

再回到男孩和女孩的例子，我们的进程地址空间就相当于是那把尺子，而尺子是有刻度的，进程地址空间也是从00000000的地址到FFFFFFFF的地址，可以在这上面进行区域划分：比如代码区：[code_start,code_end]，比如代码区的地址区间是这个：[0x10000,0x20000]，那么区间的每一个地址单位就称为虚拟地址。

我们之前将那张布局图称为程序地址空间实际上是不准确的，那张布局图实际上应该叫做进程地址空间，进程地址空间本质上是内存中的一种内核数据结构，在Linux当中进程地址空间具体由结构体mm_struct实现。之前说"程序的地址空间"其实是不准确的，准确的应该说成"进程地址空间"，概念如下：

• 每一个进程在启动的时候，都会让操作系统给它创建一个地址空间，该地址空间就是进程地址空间。每一个进程都会由一个自己的进程地址空间。操作系统需要管理这些进程地址空间，依旧是先描述，再组织。所谓的进程地址空间，其实是内核的一个数据结构（struct mm_struct ）

总结：

进程地址空间本质是进程看待内存的方式，抽象出来的一个概念，内核：struct mm_struct，这样的每个进程，都认为自己独占系统内存资源(每个私生子都认为自己独占10亿家产)，地址空间区域划分本质：将线性地址空间划分成为一个一个的area，[start,end]。虚拟地址本质，在[start,end]之间的各个地址叫做虚拟地址。所谓的进程地址空间，其实就是OS通过软件的方式，给进程提供一个软件视角，让其认为自己会独占系统的所有资源（内存）。

三、地址空间和物理内存的关系

在Linux内核中，每个进程都有task_struct结构体，该结构体有个指针指向一个结构mm_struct（程序地址空间），我们假设磁盘的一个程序被加载到物理内存，我们需要将虚拟地址空间和物理内存之间建立映射关系，这种映射关系是通过页表（映射表）的结构完成的（操作系统会给每一个进程构建一个页表结构）。

我们的可执行程序里面有没有地址？？？（在没有加载到内存的时候？）

• 可执行程序还没加载到内存的时候，内部早就已经有地址了。编译器编译你得代码的时候，就是按照虚拟地址空间的方式进行对我们的代码和数据进行编址的。这个地址是我们的程序内部使用的地址，程序加载到内存中，天然就具有一个外部的物理地址。意思就是我们有两套地址：

1、标识物理存在中代码和数据的地址的物理地址，除了栈区和堆区不会申请地址，因为它们是动态的。

2、在程序内部互相跳转的时候使用的是虚拟地址

程序是如何变成进程的？

• 程序被编译出来，没有被加载的时候，程序内部是有地址和区域的。不过这里的地址采用的是相对地址的方式，而区域实际是在磁盘上已经划分好了。加载无非就是按照区域加载到内存。

为什么先前修改一个进程时，地址是一样的，但是父子进程访问的内容却是不一样的？

• 当父进程被创建时，有自己的task_struct和地址空间mm_struct，地址空间会通过页表映射到物理内存，当fork创建子进程的时候，也会有自己的task_struct和地址空间mm_struct，以及子进程对应的页表，如下：

• 而当子进程刚刚被创建时，子进程和父进程的数据和代码是共享的，即父子进程的代码和数据通过页表映射到物理内存的同一块空间。所以先前打印的g_val的值和内容均是一样的。当子进程需要修改数据g_val时，结果就变了，先看图：

• 无论父进程还是子进程，因为进程具有独立性，如果子进程把变量g_val修改了，那么就会导致父进程识别此变量的时候出现问题，但是独立性的要求是互不影响，所以此时操作系统会给你子进程重新开辟一块空间，把先前g_val的值100拷贝下来，重新给此进程建立映射关系，所以子进程的页表就不再指向父进程的数据100了，而是指向新的100，此时把100修改为300，无论怎么修改，变动的永远都是右侧，左侧页表间的关系不变，所以最终读到的结果为子进程是300，父进程是100.
• 总结：当父子对数据修改的时候，操作系统会给修改的一方，重新开辟一段空间，并且把原始数据拷贝到新空间中，这种行为我们称之为写时拷贝。通过页表，将父子进程的数据就可以通过写时拷贝的方式，进行了分离。从而做到父子进程具有独立性的特点。

fork有两个返回值，pid_t id，同一个变量，怎么会有不同的值？

• 一般情况下，pid_t id是属于父进程的栈空间中定义的变量，fork内部，return会被执行两次，return的本质就是通过寄存器将返回值写入到接收返回值的变量中！当id = fork()的时候，谁先返回，谁就要发生写时拷贝，所以，同一个变量，会有不同的内容值，本质是因为大家的虚拟地址是一样的，但是大家对应的物理地址是不一样的。

为何fork返回之后，给父进程返回子进程pid，给子进程返回0？

• 举个例子，假如一个父亲有三个孩子，这个父亲想要抱抱其中的某个孩子，那他肯定会直呼某个孩子的名字，否则他说孩子，让爸爸抱抱，这时候三个孩子一拥而上。但是这三个孩子只有一个父亲，所以不会出错。

同一个id，怎么可能会保存两个不同的值，让 if，else if同时执行？

• 返回的本质就是写入。父子进程谁先返回不确定。谁先返回，谁就先写入id，写入就要发生写时拷贝，同一个id，地址是一样的，但是内容却不一样。

四、为什么会存在进程地址空间？

为什么进程不直接访问物理内存呢？这样不行吗？为什么要存在地址空间呢？

• 保护物理内存不受到任何进程内地址的直接访问，在虚拟地址到物理地址的转化过程中方便进行合法性校验

在早些时候是没有地址空间的：

如果进程直接访问物理内存，那么看到的地址就是物理地址，而语言中有指针，如果指针越界了，一个进程的指针指向了另一个进程的代码和数据，那么进程的独立性，便无法保证，因为物理内存暴露，其中就有可能有恶意程序直接通过物理地址，进行内存数据的篡改，如果里面的数据有账号密码就可以改密码，即使操作系统不让改，也可以读取。

后来就发展出来了虚拟地址空间，那么虚拟地址空间如何避免这样的问题呢？

由上面我们所了解的知识，一个进程有它的task_struct，有地址空间，有页表，页表当中有虚拟地址和物理内存的映射关系，有了页表的存在，虚拟地址到物理地址的一个转化，由操作系统来完成的，同时也可以帮系统进行合法性检测

我们在写代码的时候肯定了解过指针越界，我们知道地址空间有各个区域，那么指针越界一定会出现错误吗？

不一定，越界可能他还是在自己的合法区域。比如他本来指向的是栈区，越界后它依然指向栈区，编译器的检查机制认为这是合法的，当你指针本来指向数据区，结果指针后来指向了字符常量区，编译器就会根据mm_struct里面的start，end区间来判断你有没有越界，此时发现你越界了就会报错了，这是其中的一种检查，第二种检查为：页表因为将每个虚拟地址的区域映射到了物理内存，其实页表也有一种权限管理，当你对数据区进行映射时，数据区是可以读写的，相应的在页表中的映射关系中的权限就是可读可写，但是当你对代码区和字符常量区进行映射时，因为这两个区域是只读的，相应的在页表中的映射关系中的权限就是只读，如果你对这段区域进行了写，通过页表当中的权限管理，操作系统就直接就将这个进程干掉。

所以进程地址空间的存在也使得可以通过start和end以及页表的权限管理来判断指针是否合法访问

• 将内存管理和进程管理进行解耦

这里我们主要讲的是进程管理和内存管理：

如果没有进程地址空间，进程直接访问物理内存，当进程退出时，内存管理需要尽快将该进程回收，在这个过程当中必须得保证内存管理得知道某个进程退出了，并且内存管理也得知道某个进程开始了，这样才能给他们及时的分配资源和回收资源，这就意味着内存管理和进程管理模块是强耦合的，也就是说内存管理和进程管理关系比较大，通过我们上面的理解，如果有了进程地址空间，当一个进程需要资源的时候，通过页表映射去要就可以了，内存管理就只需要知道哪些内存区域(配置)是无效的，哪些是有效的(被页表映射的就是有效的，没有被页表映射的就是无效的)，当一个进程退出时，它的映射关系也就没了，此时没有了映射关系，物理内存这里就将该进程的数据设置为无效，所以第二个好处就是将内存管理和进程管理进行解耦，内存管理是怎么知道有效还是无效的呢？比如说在一块物理内存区域设置一个计数器count，当页表中有映射到这块区域时，count就++，当一个映射去掉时，就将count–，内存管理只需要检测这个count是不是0，如果为0，说明它是没人用的。

有了进程地址空间后，每个进程都认为自己在独占内存，这样能更好的完成进程的独立性以及合理使用内存空间（当实际需要使用内存空间的时候再在内存进行开辟），并能将进程调度与内存管理进行解耦或分离。

没有进程地址空间时，内存也可以和进程进行解耦，但是代码会设计的特别复杂，所以最终会有进程地址空间

有了进程地址空间后，每个进程都认为看得到都是相同的空间范围，包括进程地址空间的构成和内部区域的划分顺序等都是相同的，这样一来我们在编写程序的时候就只需关注虚拟地址，而无需关注数据在物理内存当中实际的存储位置。

五、Linux2.6内核进程调度队列（选学）

一个CPU拥有一个runqueue

如果有多个CPU就要考虑进程个数的父子均衡问题。

优先级

queue下标说明：

• 普通优先级：100~139。
• 实时优先级：0~99。

我们进程的都是普通的优先级，前面说到nice值的取值范围是-2019，共40个级别，依次对应queue当中普通优先级的下标100139。

注意： 实时优先级对应实时进程，实时进程是指先将一个进程执行完毕再执行下一个进程，现在基本不存在这种机器了，所以对于queue当中下标为0~99的元素我们不关心。

活动队列

时间片还没有结束的所有进程都按照优先级放在该队列

nr_active: 总共有多少个运行状态的进程

queue[140]: 一个元素就是一个进程队列，相同优先级的进程按照FIFO规则进行排队调度,所以，数组下标就是优先级！

从该结构中，选择一个最合适的进程，过程是怎么的呢？

1. 从0下表开始遍历queue[140]
2. 找到第一个非空队列，该队列必定为优先级最高的队列
3. 拿到选中队列的第一个进程，开始运行，调度完成！
4. 遍历queue[140]时间复杂度是常数！但还是太低效了！

bitmap[5]:一共140个优先级，一共140个进程队列，为了提高查找非空队列的效率，就可以用5*32个比特位表示队列是否为空，这样，便可以大大提高查找效率！

总结： 在系统当中查找一个最合适调度的进程的时间复杂度是一个常数，不会随着进程增多而导致时间成本增加，我们称之为进程调度的O(1)算法。

过期队列

• 过期队列和活动队列结构一模一样
• 过期队列上放置的进程，都是时间片耗尽的进程
• 当活动队列上的进程都被处理完毕之后，对过期队列的进程进行时间片重新计算

active指针和expired指针

• active指针永远指向活动队列。

• expired指针永远指向过期队列。

• 可是活动队列上的进程会越来越少，过期队列上的进程会越来越多，因为进程时间片到期时一直都存在的。

• 没关系，在合适的时候，只要能够交换active指针和expired指针的内容，就相当于有具有了一批新的活动进程！ 时间成本增加，我们称之为进程调度的O(1)算法。

参考文章：进程地址空间