朋友们、伙计们，我们又见面了，本期来给大家解读一下有关Linux程序地址空间的相关知识点，如果看完之后对你有一定的启发，那么请留下你的三连，祝大家心想事成！
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1. 程序地址空间分布
在C语言阶段就了解过这个图，那么本章来配合代码深入了解一下：
#include <stdio.h> #include <stdlib.h> int un_gval; int init_gval = 100; int main(int argc, char *argv[], char *env[]) { printf("code addr: %p\n", main); // 代码区 const char *str = "HelloLinux!"; printf("read only char addr: %p\n", str); // 字符常量区 printf("init global value addr: %p\n", &init_gval); // 已初始化全局数据区 printf("uninit global value addr: %p\n", &un_gval); // 未初始化全局数据区 char* heap = (char*)malloc(100); printf("heap addr: %p\n", heap); // 堆区 printf("stack addr: %p\n", &str); // 栈区 int i = 0; for(i = 0; argv[i]; i++) { printf("argv[%d]: %p\n",i, argv[i]); // 命令行参数 } for(i = 0; env[i]; i++) { printf("env[%d]: %p\n",i, env[i]); // 环境变量 } return 0; }
使用代码将对应区域的地址打印出来可以发现于图片完全一致。
① 在程序地址空间中的堆区是向上增长的，栈区是向下增长的，通常也叫做堆栈相对而生。
② 我们定义的任何类型（栈区中）都是整体向下开辟，使用时局部向上使用。
③ 在栈中定义的int类型变量是4个字节，我们要访问时，需要通过它的起始地址再配合它的类型大小进行访问，变量类型大小就相当于起始地址的偏移量，访问的形式就是起始地址 + 偏移量。
④ static修饰局部变量本质上就是将局部变量的地址放到了全局区（全局变量）。
2. 基于地址空间，重新理解地址
在之前的进程创建与进程fork本质章节中遗留了一个问题：如何理解同一个变量会有两个不同的指？
#include <stdio.h> #include <stdlib.h> #include <unistd.h> #include <sys/types.h> int g_val = 100; int main() { pid_t id = fork(); if(id == 0) { //child int cnt = 5; while(1) { printf("child, Pid: %d, Ppid: %d, g_val: %d, &g_val=%p\n", getpid(), getppid(), g_val, &g_val); sleep(1); if(cnt == 0) { g_val=200; printf("child change g_val: 100->200\n"); } cnt--; } } else { //father while(1) { printf("father, Pid: %d, Ppid: %d, g_val: %d, &g_val=%p\n", getpid(), getppid(), g_val, &g_val); sleep(1); } } return 0; }
可以看到具有相同的地址同一个变量居然会有两个值，那么这也就证明了我们C/C++中观察到的地址并不是物理地址，我们平时用到的地址都是虚拟地址/线性地址。
3. 进程地址空间
前面提到的虚拟地址也叫做进程的地址空间，它属于进程PCB中的一个字段，每一个进程在运行之后，都会有一个进程地址空间。
现在就来一步一步解释为什么同一个地址的变量会有两种值：
① 我们定义的全局变量g_val在已初始化全局数据区，里面保存的是该变量的起始地址，进程地址空间不存储数据，它是虚拟地址，那么就要有需要有真正存储数据的地址--物理地址。
② 数据存储在物理地址中，需要通过一种类似于hash的映射关系由虚拟到物理的转化，这种方式在这里叫做--页表，通过页表可以完成由虚拟地址映射到物理地址。
③ 父进程创建子进程的时候需要以自己的PCB为模版来构建子进程的PCB，所以父进程中的全局变量g_val的虚拟地址在子进程的进程地址空间中也会有，同样的，子进程的页表也需要按照父进程为模版构建，所以虚拟到物理的转化关系也有了。
④ 此时，子进程的虚拟地址到物理地址的转化之后也指向了同一块物理地址，当检测到子进程要修改这个变量时，OS会先以写时拷贝的方式在物理地址中重新找一块空间，拷贝原来的数据到新的空间，并将子进程页表中的映射关系随之改变，然后就可以随意的修改变量。
⑤ 当子进程修改完变量的值之后，我们再查看时就会发现同一个地址（虚拟地址）的变量会有两个值。
3.1 地址空间和区域划分
先来了解一下空间的概念（以32位机器为例），在之前C语言的指针阶段就提到，计算机只认识二进制，那么二进制的0或1表示的就是有无的意思，那么在计算机里面的0或1表示的就是是否有电频，32位机器中存在会有32根地址总线，每一根地址线表示的情况都会两种，所以32根地址线一共会有2^32种情况，我们访问数据是以byte为单位，所以它的总大小换算一下就是2^32byte = 4GB大小的空间。
地址空间
假设一个OS的内存一共有4GB的空间大小，在我们运行程序的时候，OS会管理许多的进程，那么进程被调度是需要内存空间的，所以呢，OS就会虚拟的给每一个进程分配OS仅有的4GB的内存空间，那么在OS管理下的所有的进程都会认为自己将来会有4GB的内存空间，简单的说就是OS给每一个进程画了一张饼，那么这张饼就叫做虚拟地址空间（地址空间）。
区域划分
通过一个小故事来理解区域划分：
在某小学，小胖和小花是同桌，共同使用一个长度位100cm的桌子，由于小胖的不注意卫生，遭到了小花的嫌弃，所以呢，小花就提出不再共同使用这张桌子，而是在桌子的中间画一条线，他两每一个用一半，这条线也被我们亲切的称为38线，所以画38线的本质就是对空间进行区域划分
区域调整
还是小胖和小花的这个例子，再画完38线之后呢，小胖和小花愉快的度过了一段时间，但是还是因为小胖的不自觉，经常把自己的垃圾放在小花的那一块，这就让小花很不能忍受，再加上小花实力在小胖之上，所以直接将小胖的区域再次压缩，从之前的五五分直接变成了四六分，对小胖的区域压缩的行为就叫做区域调整。
代码简述
对小胖和小花的这个行为使用计算机语言简单的描述就是：
地址空间也要被管理！
在OS中会有许多的进程，每一个进程都有对应的地址空间，在系统中，一定要对地址空间做管理，防止地址空间的混淆。根据管理的本质：先描述，再组织。
在Linux中，这个进程/虚拟地址空间的东西叫做：struct mm_struct：
它是进程PCB中的一个字段，在PCB中是通过struct mm_struct *mm指向的一个结构化字段。
得出的结论：地址空间最终是一个内核的数据结构对象！就是一个内核结构体，所以我们看到的地址叫做虚拟地址。
3.2 为什么要有地址空间？
1. 地址空间固定的存储结构，可以让进程以统一的视角看待内存，所以任意一个进程，可以通过地址空间 + 页表将乱序的内存数据变成有序并分门别类的规划好。
在我们的计算机中存在许多的程序，那么当程序要运行就要被加载到内存中，OS就要在内存中给进程分配空间，此时的进程的代码和数据会在内存中杂乱的分布，没有顺序，这使得PCB在寻找自己的代码和数据时非常麻烦，地址空间恰好解决了这一点。
2. 地址空间配合页表可以很好的进行进程访问的内存安全检查。
在页表中还存在一个字段，它表示的是访问权限的字段，有的是只读，有的是只写，有的是读写，就比如常量字符串只允许读，不允许修改。地址空间就起到了一个控制检查的作用。
3. 将进程管理和内存管理解耦
由PCB到虚拟地址的提取以及保存的这一过程是属于进程管理的，从内存到物理地址的提取与保存这一过程是属于内存管理的，两者互不影响！
4. 基于地址空间进行扩展
4.1 每一个进程都有页表
在CPU内部有一个寄存器叫做：CR3寄存器，它主要是保存当前进程的页表地址。
在之前的进程切换章节我们了解到，进程要被CPU调度，进程在CPU内运行形成的临时数据叫做进程的硬件上下文，那么页表由虚拟到物理的转化也是属于数据，那么CP3寄存器的数据也叫做该进程的硬件上下文，当进程切换的时候，会将进程的硬件上下文数据从寄存器剥离下来，保存在自己的PCB中，那么每一个进程都要这么做，所以每一个进程都有自己独立的页表。
4.2 缺页中断
页表中的虚拟地址可能有很多，但是物理地址可能还没有分配好，所以再继续访问的时候发现物理地址没有分配好，此时OS就会暂停访问，然后在物理地址中开辟空间，并且修改页表，然后继续执行访问，这个操作叫做缺页中断。
页表中还存在一个字段，它表示的是该地址是否分配或者是否有内容。
4.3 进程的独立性
虚拟地址有很多个，有可能相同，也有可能不同，多个进程通过页表由虚拟地址映射到同一块内存，这些个虚拟地址很可能相同，也有可能不同，通过各自的页表的映射关系之后，所映射的物理地址是完全不一样的，所以即使两个相同虚拟地址的进程，其中一个挂掉了，也不会影响另外一个。
通过页表，让进程映射到不同的物理内存，从而体现了进程具有独立性！
5. 写时拷贝
在前面说到过当子进程写入的时候，OS会发生写时拷贝，重新开辟一块空间给子进程，那么这个写时拷贝中间还存在许多细节：
1. 当父进程形成子进程的时候，子进程开始写入，那么OS会在何时发生写时拷贝？或者说是在某一时机发生写时拷贝？
当父进程创建子进程的时候，首先将自己的页表读写权限改为只读，然后再创建子进程，但是这个过程用户并不知道，当用户进行写入时，会因为页表转化的权限问题而出错，此时，操作系统就会介入，从而触发重新申请内存的拷贝内容的策略机制，这个就叫做写时拷贝。
2. 反正都是要写入，只重新开辟空间就好了，为什么要拷贝原来的内容呢？
我们写入的操作不一定要把原始数据全部修改，如果不拷贝原始数据，然后写入操作，会导致原始数据的丢失以及不完整。
标签：val,程序,虚拟地址,空间,地址,页表,Linux,进程 From： https://blog.csdn.net/Yikefore/article/details/140119911朋友们、伙计们，美好的时光总是短暂的，我们本期的的分享就到此结束，欲知后事如何，请听下回分解~，最后看完别忘了留下你们弥足珍贵的三连喔，感谢大家的支持！