上海企业都用什么网站,如何建立一个外贸网站,应持续抓好二级网站的建设工作,wordpress 分类目录 丢失前言#xff1a;本章核心主题为 进程地址空间。
一、Linux 进程地址空间
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一、Linux 进程地址空间
程序地址空间是内存吗不是程序地址空间不是内存 其实我们称之为程序地址空间都不准确应该叫 进程地址空间这是一个系统级的概念
我们来写个代码验证一下 Linux 进程地址空间
代码Linux 进程地址空间
#include stdio.h
#include unistd.h
#include stdlib.hint un_g_val;
int g_val 100;int main(int argc, char* argv[], char* env[])
{printf(code addr : %p\n, main);printf(init global addr : %p\n, g_val);printf(uninit global addr : %p\n, un_g_val);char* m1 (char*)malloc(100);printf(heap addr : %p\n, m1);printf(stack addr : %p\n, m1);int i 0;for (i 0; i argc; i) {printf(argv addr : %p\n, argv[i]); }for (i 0; env[i]; i) {printf(env addr : %p\n, env[i]);}
} 运行结果如下 可以看到从低到高从下到上整体地址是依次增大的。
请注意堆和栈之间能观察到有非常大的地址镂空。
下面我们来验证一下堆和栈的 挤压式 增长方向的问题在刚才的代码中我们加上如下代码
/* 堆上申请四块空间 */
char* m1 (char*)malloc(100);
char* m2 (char*)malloc(100);
char* m3 (char*)malloc(100);
char* m4 (char*)malloc(100);printf(heap addr : %p\n, m1);
printf(heap addr : %p\n, m2);
printf(heap addr : %p\n, m3);
printf(heap addr : %p\n, m4); 现在我们再验证一下栈区m1,m2,m3,m4 依次入栈我们取地址将其分别打印出来
printf(stack addr : %p\n, m1);
printf(stack addr : %p\n, m2);
printf(stack addr : %p\n, m3);
printf(stack addr : %p\n, m4); 我们发现堆区向地址增大方向增长栈区向地址减少方向增长。
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的
后定义的地址一定是比较低的。因为先定义的先入栈后定义的后入栈。 我们还是写代码去观察分析 #include stdio.h
#include unistd.h
#include stdlib.hint g_val 100;
int main(void)
{pid_t id fork();if (id 0) {// childwhile (1) {printf(我是子进程: %d, ppid: %d, g_val: %d, g_val: %p\n\n, getpid(), getppid(), g_val, g_val);sleep(1);}}else {// fatherwhile (1) {printf(我是父进程: %d, ppid: %d, g_val: %d, g_val: %p\n\n, getpid(), getppid(), g_val, g_val);sleep(2);}}
}
运行结果如下 我们发现父进程和子进程的地址其实都是一样的
结论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。
如果此时尝试写入比如我们让子进程有一个修改的操作。
我们在子进程那定义一个 flag sleep(1) 执行五次即五秒之后给它改值 嘻嘻少截了一点。
修改前父子都是100修改后父100子200
发现父子进程读取同一个变量因为地址一样但是后续没有人修改的情况下父子进程读取到的内容却不一样。 父子进程打出来的地址是一样的值却不一样 既然如此那我就告诉你真相 —— 我们在 C/C 中使用的地址绝对不是物理地址
我们先抛出概念我们在 C/C 中使用的地址是 虚拟地址。
虚拟地址在我们 Linux 下也称为 线性地址有些教材中也称之为 逻辑地址。这三个概念实际上是不一样的但是在 Linux 下它是一样的这和其本身的空间布局有关系。
我们再抛出一个问题为什么我的操作系统不让我直接看到物理内存呢
如果能让你直接看到物理内存或者让你访问物理内存岂不是会出乱子。
内存就是一个硬件不能阻拦你访问只能被动地进行读取和写入
1、讲解进程地址空间
每一个进程在启动的时侯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
操作系统为了管理一个进程给该进程维护一个 task_struct 叫做进程控制块。 首先每一个进程都会有一个自己的进程地址空间。
操作系统要不要管理这些进程地址空间呢当然是要管理了我们还是引出前几章提出的 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叫做 mm_struct 。
在上一章我们谈论过进程的概念竞争和独立、并行和并发我们要需要谈论其中的 独立性。
进程具备独立性简单来说就是一个进程挂掉或崩溃是不会波及其他进程的。
进程相关的数据结构是独立的进程的代码和数据是独立的。
说得好但是独立性又和地址空间有什么关系呢 举例 有一个富豪,它有10亿资产,由于 年轻时比较浪,所以他有四个私生子 这四个私生子并不知道彼此的存在, 私生子A是个医生,私生子B是个企业家 私生子C是个街头混混,私生子D是个学生 富豪分别对小A,B,C,D说: (1),小A啊,你要是努力做个医生,以后我的 10亿美金都是你的了 (2),小B啊,要是你把你的公司运作的很好 以后我的10亿美金就是你的了 (3),小C啊…小D啊… 老板给他的四个儿子画的大饼我们就称之为 进程地址空间。
所以进程地址空间并不是物理上存在的概念而是在逻辑上抽象的一个虚拟的空间。
财阀老板给四个私生子画饼就是为了维护这四个私生子互相之间的独立性
如果让私生子知道自己并不是唯一那以后分割财产必然会造成矛盾
对他来说自然就不是一件好事。
所以进程地址空间就是就是给进程画的大饼。 进程地址空间 → 逻辑上抽象的概念 → 让每个进程都认为自己独占系统的所有资源
概念操作系统通过软件的方式给进程提供一个软件视角认为自己是独占系统的所有资源内存。 2、理解区域和页表
什么叫做区域就像小学时候我们画的三八线一样。
我们把一张桌子分为两个区域对桌子进行区域划分 比如既然要标出区域定义一个桌面区域其实用两个变量就可以表示了
struct destop_area {int start; // 区域起始位置int end; // 区域结束位置
};struct destop_area A {1,50};
struct destop_area B {50, 100};
然而后来出现了抢地盘。都想让自己占的更大一些
抢地盘对桌面区域进行划分调整区域的大小只需要让 end 加上 调整值 就行。
这就是区域的概念我们只需要定义 start 和 end 就可以表示了。
每个区域范围都是可以有对应的编号的比如以厘米为单位我的修正带就放在了 50cm。
我们的 mm_struct 里面不就是区域范围吗所以 mm_struct 就可以靠 start 和 end 定义
struct mm_struct {long code_start;long code_end;long init_start;long init_end;long uninit_start;long uninit_end;long heap_start;long heap_end;long stack_start;long stack_end;...
} 程序加载到内存由程序变成进程后由操作系统给每个进程构建的一个页表结构就是 页表。
我们来看看内核代码就是用一个 start 一个 end 来呈现区域空间。 每个区域都有一个 start 和 end它们之间就有了地址地址我们称之为虚拟地址
然后这些虚拟地址经过页表就能映射到内存中了。 3、写时拷贝
思考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有地址吗当然有
有没有区域也有
区分我们程序内部的地址和内存的地址是没有关系的。
编译程序的时候我们就认为程序是按照 0 ~ FFFF 进行编址的。
虚拟地址空间不仅仅是操作系统会考虑编译器也会考虑。
每个进程都会创建一个 task_struct每一个进程都会维护一个 mm_struct自己有对应的区域当我们的程序加载到内存时程序有自己的加载到物理内存的物理地址虚拟地址和物理地址建立映射关系进程访问某个区域当中的地址时经过页表找到对应的代码和数据。当找到代码和数据后代码加入到对应的 CPU 中代码中的地址在加载中就已经转化成了线性地址/虚拟地址所以 CPU 可以继续照着这个逻辑向后运行。 所以刚才我们代码测试打印看到的虚拟地址值是一样的并且内容也是一样的。在没有人写入的时候虚拟地址到物理地址之间映射的页表是一样的所以指向的代码和数据都是一样的。 我们的操作系统当我们的父子对数据进行修改时操作系统会给修改的一方重新开辟一块空间并且把原始数据拷贝到新空间当中这种行为就是 写时拷贝
当父子有任何一个进程尝试修改对应变量时有一个人想修改就会触发写时拷贝让他去拷贝新的物理内存这只需要重新构建也表的映射关系虚拟地址是不发生任何变化的所以最终你看的结果是虚拟地址不变而内容不同。
现在再看一点都不神奇了。
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。
这就做到父子进程具有独立性父子进程不互相影响。
4、回顾fork 有两个返回值的问题
我们在讲解进程的第一个章节就提出过一个问题关于 fork 为什么有两个返回值的问题。
当时我们还提出了两个问题局限于当时还没有讲到进程地址空间所以没有办法深入讲解。
代码验证 fork 返回值的问题我们把 id 给打印出来
#include stdio.h
#include unistd.h
#include sys/types.hint main(void) {pid_t id fork();printf(Hello, World! id: %d\n, id);sleep(1);
} fork 有两个返回值pid_t id同一个变量为什么会有两个返回值
本章我们就可以理解了因为当它 return 的时候pid_t id 是属于父进程的栈空间中定义的。 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。当我们的 id fork() 时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返回值本质是因为大家的虚拟地址是一样的但大家的物理地址是不一样的。
5、探讨为什么要有虚拟地址空间
如果我们没有虚拟地址空间直接让进程访问物理内存是不安全的。
有了虚拟地址空间就是给访问内存添加了一层软硬关键层可以对转化过程进行审核非法的访问就可以被直接拦截了可以 保护内存。
还能够将 进程管理 和 Linux 内存管理通过地址空间进行功能模块的解耦。
让进程或者程序可以以一种统一的视角看待内存
有了虚拟地址空间还可以让进程或者程序可以 以统一的视角看待内存。方便以统一的方式来编译和加载所有的可执行程序。如此一来就可以简化进程本身的设计和实现。 参考柠檬叶子https://foxny.blog.csdn.net/article/details/128889095
