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进程地址空间
严格来说#xff0c;我们… 进程地址空间 程序地址空间进程地址空间 程序地址空间 在Linux环境下我们可以对上述程序空间地址进行验证 运行程序可以看到我们就可以很好看出程序的地址空间的排布了
进程地址空间
严格来说我们上面所说的程序地址空间并不完全正确他应该叫做进程地址空间才对。 接下来我们来看一段比较奇怪的代码 运行程序会发现 即使我们改变了g_val的值我们程序的地址并没有发生任何变化这是为什么呢 接下来我们就需要引出虚拟地址空间的概念
我们需要知道的是我们平时所打印出来的地址其实都不是物理地址而是虚拟地址是由操作系统进行管理的我们是看不到的。而我们所谓的进程地址空间就相当于他的起始位置为0x00000000结束位置为0xffffffff然后划分为我们所说的代码区堆区栈区…他其实是一种数据结构在Linux下它是由结构体mm_struct实现的。 mm_struct中记录了每一个边界的开始位置与结束位置而每一个区域之中都会存在各种的虚拟地址。
每个进程被创建时他的进程控制块(task_atruct)和进程地址空间也会相应的被创建task_atruct中会存储一个指针指向进程地址空间进程控制块通过这个指针会找到进程地址空间进行访问而进程地址空间与物理内存之间又是通过页表联系起来最终完成对物理内存的访问。
地址空间和页表用户级每一个进程都私有一份只要保证每一个页表映射到不同的物理内存区域就能使进程之间不会相互影响保证了进程的独立性。
接下来我们就可以理解最开始我们所提出的问题了fork()以后子进程产生它包含了父进程的大部分属性其中他们的虚拟地址就可以是一样的此时的子进程与父进程共享物理内存中的代码与数据而如果我们此时需要更改子进程的数据会将父进程的数据拷贝一份并不会影响父进程子进程的页表会重新映射子进程在物理内存中的数据这就是为什么我们更改了数据但是地址并没有发生改变的原因。 这也就是为什么一个变量可能会同时保存两个不同的值return的本质就是对id的写入写入的过程中发生了写时拷贝这样父进程和子进程在物理内存中就会有自己不同的变量空间但是他们在用户层是共用一个变量虚拟地址的。
我们还需了解的是当我们的可执行程序并没有被加载到内存中的时候其实就已经形成了地址即编译器在编译代码的过程中就已经形成了代码区数据区…各个区域并对每个变量每一行代码进行了编址所以程序在编译的时候就已经形成了虚拟地址。
当CPU得到指令以后磁盘的数据加载到内存当中此时CPU通过虚拟地址空间与页表对物理内存进行访问而物理内存中的变量和函数都被编译器赋予了相应的虚拟地址当CPU访问到这些函数与变量时所读取的并不是物理内存的地址而是虚拟地址所以CPU所读取的指令地址是虚拟地址。 那么为什么会存在进程地址空间呢
主要有以下三点原因
我们的物理内存并不是随便就能访问的对于非法的访问和映射OS会识别到终止此进程这就有效的保护了我们的物理内存空间也就是保护了进程与内核空间有效数据。因为进程地址空间与页表的存在磁盘中的数据可以加载到物理内存中的任意位置所以内存管理模块和进程管理模块就完成了解耦合物理内存和进程管理就可以做到没有联系。这样就算我们开辟了虚拟地址空间如果我们不进行使用物理内存可以一个字节都不给当我们真正需要进行物理地址空间使用的时候才会执行相关算法为你申请内存构建页表访问物理内存这种延迟分配的策略就极大的提高了程序的效率。在物理内存中可以再任意位置加载看似是无序的但是由于页表与进程地址空间的存在通过映射关系在进程视角看来内存的分配又是有序的进程地址空间的存在可以让每个进程都以为自己拥有4GB的空间并且每个区域都是有序的进而通过构建页表访问物理地址空间进程与进程之间就会互相不产生影响甚至就不会知道其他进程的存在也就实现了进程的独立性。
那么我们就可以重新理解我们的挂起状态
加载的本质就是在创建进程但是并不是将所有的代码和数据全部加载到内存当中去通过上面的知识我们就可以知道我们只会将我们所需要立即使用的数据加载进内存这叫做唤入当他长时间不会使用时数据和代码就会被换出这就叫做挂起状态。
