Linux：进程地址空间

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一、虚拟地址

二、进程地址空间

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一、虚拟地址

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        父进程和子进程之间，代码共享，而数据可能会发生修改，所以当其中一个进程要写入数据时，则发生写时拷贝，各自私有一份。

        现在有源文件内容如下所示。

int glob_val = 10;
int main()
{pid_t id = fork();if(id == 0){int cnt = 0;while(1){printf("child : pid:%d, ppid:%d, glob_val:%d, &glob_val:%p\n",getpid(),getppid(),glob_val,&glob_val);sleep(1);++cnt;if(cnt == 5){glob_val = 20;printf("child change glob_val:10->20\n");}}}else{while(1){printf("child : pid:%d, ppid:%d, glob_val:%d, &glob_val:%p\n",getpid(),getppid(),glob_val,&glob_val);sleep(1);}}return 0;
}

        预期运行结果是，该程序运行五秒之内，父子进程打印的全局变量的值和地址均相同，五秒之后，子进程修改了值，则发生写时拷贝，父子进程打印的全局变量的值和地址均不同。

        实际运行结果：

[euto@VM-4-13-centos 24926]$ ./myaddr 
child : pid:10513, ppid:31055, glob_val:10,  &glob_val:0x60105c
child : pid:10514, ppid:10513, glob_val:10,  &glob_val:0x60105c
child : pid:10513, ppid:31055, glob_val:10,  &glob_val:0x60105c
child : pid:10514, ppid:10513, glob_val:10,  &glob_val:0x60105c
child : pid:10513, ppid:31055, glob_val:10,  &glob_val:0x60105c
child : pid:10514, ppid:10513, glob_val:10,  &glob_val:0x60105c
child : pid:10513, ppid:31055, glob_val:10,  &glob_val:0x60105c
child : pid:10514, ppid:10513, glob_val:10,  &glob_val:0x60105c
child : pid:10513, ppid:31055, glob_val:10,  &glob_val:0x60105c
child : pid:10514, ppid:10513, glob_val:10,  &glob_val:0x60105c
child : pid:10513, ppid:31055, glob_val:10,  &glob_val:0x60105c
child change glob_val:10->20
child : pid:10514, ppid:10513, glob_val:20,  &glob_val:0x60105c
child : pid:10513, ppid:31055, glob_val:10,  &glob_val:0x60105c
child : pid:10514, ppid:10513, glob_val:20,  &glob_val:0x60105c
child : pid:10513, ppid:31055, glob_val:10,  &glob_val:0x60105c
child : pid:10514, ppid:10513, glob_val:20,  &glob_val:0x60105c
child : pid:10513, ppid:31055, glob_val:10,  &glob_val:0x60105c
child : pid:10514, ppid:10513, glob_val:20,  &glob_val:0x60105c
child : pid:10514, ppid:10513, glob_val:20,  &glob_val:0x60105c
child : pid:10513, ppid:31055, glob_val:10,  &glob_val:0x60105c

        为什么五秒之后全局变量的地址是相同的。

        其实，这个地址是虚拟地址，并不是实际的物理地址。

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        而虚拟地址并不止在父子进程的数据拷贝上出现，在程序员这一层，所见到的都是由操作系统提供的虚拟地址，而非实际的物理地址。

        划分分区的也是虚拟地址。

        虚拟地址可以理解为逻辑地址，在底层其实是有物理地址的，只不过逻辑地址和物理地址之间的函数关系是由操作系统处理的。

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        当子进程做了写时拷贝后，其实发生的变化不在虚拟地址上，而是在物理地址上。

二、进程地址空间

         每一个进程，都存在进程地址空间。

• 操作系统对进程地址空间的管理

        先面向对象，再数据结构。

•  进程和进程地址空间

        PCB内有一个结构体指针，这个指针指向地址空间这个结构体。

• 区域划分

        即虚拟地址空间的区域划分，用代码来实现，本质就是进程地址空间这个结构体的成员变量，进程地址空间的结构体一定有类似下面这样的字眼。

struct 进程地址空间
{int code_start,code_end;int init_start,init_end;int heap_start,heap_end;int stack_start,stack_end;·····
}

• 区域划分的本质

        所谓的区域划分，本质就是操控特定的几个变量，这些变量实现了区域划分的条件：

        1.可以判断是否越界。

        2.可以扩大或者缩小范围。

        划分好的区域，在区域内的所有地址，是可以被当前进程所使用的。

• 进程管理和内存管理是独立、互不影响的。

        代码、数据本质上还是保存在物理内存上面，而虚拟地址是操作系统逻辑上提供给用户的地址，将逻辑地址映射为物理地址的数据结构叫做页表。

        可执行程序加载到内存后，进程创建PCB即task_struct、PCB又创建进程地址空间即mm_struct。

        内存管理：可执行程序的代码、数据都保存在物理内存中。

        进程管理：进程获取代码、数据是在进程地址空间，即获取到的是虚拟地址。

        二者之间用页表映射。

• CPU完成页表的映射操作

        CPU获取到虚拟地址，CPU内部的寄存器CR3保存着页表的起始地址，CPU内部有一个部件MMU（memory mange unit）将虚拟地址通过页表映射到物理地址。

        注意，CR3内部保存的页表的起始地址一定是物理地址。

• 进程地址空间和页表这种设计的意义 

        1.内存管理的时候，代码和数据的内存块都是碎片化的，处于无序的状态，而进程地址空间是有序的，页表将无序的物理内存转换为有序的进程地址空间，进程操作内存空间会更方便。

        2.内存管理和进程管理互相独立、不影响，这种解耦合的做法会大大减轻设计操作系统的负担。