进程地址空间与页表方面知识点（缺页中断及写时拷贝部分原理）

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抛出总结

开始介绍

发现问题

进程地址空间（虚拟地址）

页表

物理内存与进程地址空间映射

缺页中断基本概念

写时拷贝的原理（基于缺页中断）

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抛出总结

进程：何为进程进程 = 内核数据结构（PCB+mm_struct+页表(MMU)）+ 代码和数据

开始介绍

发现问题

看一份代码

 我们知道，当子进程出现写实拷贝的时候，将共享的数据拷贝一份，为子进程独立存储。

让我们运行该代码。

分析结果：1、写实拷贝前：在写实拷贝前子进程与父进程的flag数据相同，数据地址相同，无可厚非为写时拷贝前，父子进程共享一块数据空间

                 2、写实拷贝：子进程准备修改flag数据，先发生写实拷贝-父进程的flag数据拷贝一份，然后拷贝的空间给子进程形成独立，然后子进程的数据flag改变为222。

                 3、写实拷贝后，我们观察结果：子进程与父进程的flag值确实发生了不一样了，但是！！我们惊奇的发现他们的地址居然一模一样！同一个地址怎么能保存不一样的值呢？？

                得出结论，我们看见的地址，其实并不是直接物理内存上面的地址，这里我们看见的地址其实是进程进程地址空间（虚拟地址）。

进程地址空间（虚拟地址）

我们常见这个表其实是不是内存上面的数据区分布，其实是进程空间分布图。它其实一种结构体类型。

让我们讲个小故事更加了解虚拟内存：

        有一个有钱的富翁他对他的朋友非常的好，但是他的朋友们都不知道富翁有其他朋友，以为富翁只有他一个朋友，富翁有一千万元，他对所有朋友说哎呀我的钱都可以借给你，但是你不能一下子借太多，要经过我的同意才行。富翁所有的朋友都认为自己可以向富翁借款一千万，所有他们就先规划了这一千万怎么用。富翁也可以同时放贷给许多朋友。故事先暂停一下。

        这里的富翁换成物理内存，而朋友们换成进程，所有的进程都是独立的其实，但是进程都认为一个人独占了整个物理内存资源，所以就事先规划了内存使用的分布。划分了并不代表拥有，只是划分了而已

        这里我们介绍一下inux的进程地址空间：struct mm_struct{}  这个结构体就是进程地址空间结构体

        这里的每对数据其实就是对应着每个段的开始和结束。

但是单单只有进程地址空间也没办法，毕竟所有的进程都认为自己独占了物理内存，所以必须加上一些东西-->页表+查叶表。

页表

查页表：也就是在页表上查询数据一个硬件设施（这里我们不做过度说明）

页表：Linux在启动过程中，要首先进行内存的初始化，那么就一定要首先创建页表。我们知道每个进程都拥有各自的进程空间，而每个进程空间又分为内核空间和用户空间。
以32位计算机为例，每个进程有4G的虚拟空间，其中0-3G属于用户地址空间，3G-4G属于内核地址空间，内核地址空间是所有进程共享的，因此内核地址空间的页表也是所有进程共享的。

Linux内核中用户进程内存页表的管理是通过一个结构体mm_struct来描述的  

让我们抽象的描述页表

 左边是进程地址空间，而右边是物理地址空间，页表是承接进程地址空间与物理地址空间的桥梁。

接下来我们将物理内存、页表、进程地址空间建立一个初步的了解：

物理内存与进程地址空间映射

举个例子：现在我们进程中main函数地址我们需要存在物理内存中先将main虚拟地址传入页表进程空间列

 然后在操作系统将该进程main函数真实地址与对应虚拟地址对应。

 这样当我们需要访问main时的时候我们的操作系统就会让cpu根据该进程的页表映射关系找到实际的函数代码入口。

小知识点，为了让cpu快速在虚拟地址访问到进程入口处，我们无论是哪个进程的main函数地址都是一样的。

观察进程pid：两个不同进程加载到了内存，但是他们的main函数地址居然时相同的，发现虽然进程不同当时main函数入口是相同的，然后再从与对应的物理内存实际映射找到物理内存上该进程main实际的地址：我们的

继续观察

 

让我们同时运行程序 

两份代码同时加载在进程，同时为R状态，但是他们的main地址居然相同，有一次的告诉我们我们取得main函数地址为虚拟地址。这些进程都有自己的PCB，mm_struct、页表，所有他们访问内存实际其实是，通过映射关系访问，而不是直接去内存访问数据

 各访问各的。

 缺页中断基本概念

个人理解：缺页中断就是操作系统先暂停对进程通过页表访问物理内存，然后操作系统对物理内存进行操作（拷贝父进程数据（写实拷贝），申请动态内存空间），然后再让进程操作该空间数据

我们先写份代码：

#include<iostream>
#include<unistd,h>
int main()
{int*p=new int[10];*p=10086;*(p+1)=10087;*(p+2)=10088;return 0;
}

我们向内存申请40各字节的空间。确实现在空间的使用全给我了。但是我并没有立刻使用空间，而是过了10秒才使用。如果这个空间一直等待我我写入数据的话，大大的浪费了内存的使用效率。所有操作系统会先让急需内存的进程先使用空间，当我需要写入的时候，再去给我开辟空间。

画图理解：

第一步先去申请空间：我们在进程地址空间查看是可以开辟40各字节的空间，允许开辟，然后返回空间地址值，这里我们这里申请的是虚拟地址空间，然后反馈告诉进程，申请空间成功。（其实并没有在物理内存中申请）。

 第二，我们进程进入休眠状态，如果我们申请的是物理内存，那么这10秒我们申请的物理内存就要一直等待被当前进程使用，现在我们申请的只是虚拟内存，这并不占用物理内存40个字节，这样这40个字节空间可以被其他的进程先使用

 当10秒过去后，我们cpu运行当前进程，需要写入数据，这时不会立刻写入数据而是，先发生中断，也叫做缺页中断。操作系统先去物理内存申请40个字节空间然后与该进程建立映射关系，然后才将数据写入空间（这里写一份可能就开辟4个字节空间，还有36字节空间不会开辟，未学习地方，以后回来补充）。

看步骤

 休眠结束当我们需要在这块空间写入空间，先暂停写入

 I：操作系统先在物理内存开辟空间。

 

II：将开辟的空间与进程地址空间建立映射关系（操作会进行到访问进程）

 

 III、最后通过映射关系，在物理地址上写入数据

 全图：

并不是所有的地址都映射在页表上： 

 如果是这样，4G物理内存只能跑一个进程甚至一个都跑不了。一页项有物理内存与虚拟内存，不止要4g空间。

所有页表也是按需申请页表项的。

写时拷贝的原理（基于缺页中断）

运行这段代码得到结果，我们知道发生了写实拷贝

让我们看看怎么回事

 首先：这是父进程的进程信息，val存放在虚拟地址数据区，映射在物理内存上为0x00afcd。

发生创建子进程，其实就是将PCB、mm_struct、页表拷贝一份给子进程，那么还没写实拷贝前，其实所有的数据都是和父进程一模一样的。就是直接拷贝一份父进程数据给子进程。创建子进程时，将父进程的 虚拟内存 与 物理内存 映射关系复制到子进程中，并将内存设置为只读（设置为只读是为了当对内存进行写操作时触发 缺页异常）。

他们所有数据都是一样的，映射关系也是相同的。

        当我们想要改变子进程的val值会发生写实拷贝。发现该数据为在页表项为只读发生缺页中断，拷贝该物理空间数据，将映射关系改为映射拷贝的物理内存数据。

 

 这里改变子进程页表的val权限，不会影响父进程的val权限，防止父进程创建多个子进程而导致无法发生缺页中断。

如果父进程发生写实拷贝呢？那么就是父进程改变映射关系，映射到拷贝的空间上，权限为可读可写，而原空间可能依旧有多个进程正在使用，所以原空间权限不变，不受到父进程的影响

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