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一、知识回归

1.1. 回答下面的问题：

1.2. 程序地址分布图

二、回顾之前的一个问题

2.1. 代码

2.2. 分析

三、进程地址空间

3.1 画图

3.2. 引出页表

四、虚拟地址和物理内存地址

4.1. 举个例子

4.2. 对应关系

4.3. 一个空间中，有很多的区域，是怎么进行区域划分的？

五、操作系统中的虚拟内存管理、进程内存布局以及物理内存与磁盘交互的核心原理

5.1. mm_struct

5.2. 问题：虚拟地址的区域划分在页表中都有对应的物理内存，请问 char * str = "hello" str = "h" 为什么不能运行成功？

5.3. 动态生命周期（加载、缺页、换出）

5.3.1. 惰性加载

5.3.2. 缺页中断

5.3.3. 换出与挂起

六、虚拟内存管理

6.1. 普通进程 vs. 内核线程

6.1.1. 对于普通用户进程

6.1.2. 对于内核线程 

6.2. mm_struct的相关介绍

6.3. 虚拟空间的组织方式

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一、知识回归

1.1. 回答下面的问题：

#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <unistd.h>
#include <cstdlib>
#include <cstring>
using namespace std;

int g_unval;
int g_val = 100;
int main(int argc, char *argv[], char *env[])
{
    const char *str = "helloworld";
    printf("code addr: %p\n", main);
    printf("init global addr: %p\n", &g_val);
    printf("uninit global addr: %p\n", &g_unval);
    static int test = 10;
    char *heap_mem = (char *)malloc(10);
    char *heap_mem1 = (char *)malloc(10);
    char *heap_mem2 = (char *)malloc(10);
    char *heap_mem3 = (char *)malloc(10);
    printf("heap addr: %p\n", heap_mem);        // heap_mem1
    printf("heap addr: %p\n", heap_mem2);       // heap_mem3
    printf("heap addr: %p\n", heap_mem3);       // heap_mem1
    printf("test static addr: %p\n", &test);    // heap_mem1
    printf("stack addr: %p\n", &heap_mem);      // heap_mem2
    printf("stack addr: %p\n", &heap_mem3);     // heap_mem2
    printf("read only string addr: %p\n", str); // heap_mem3
    for (int i = 0; i < argc; i++)
    {
        printf("argv[%d]: %p\n", i, argv[i]);
    }
    for (int i = 0; env[i]; i++)
    {
        printf("env[%d]: %p\n", i, env[i]);
    }
    return 0;
}

• 问题一：上面有那些变量，都属于什么变量？
• 问题二：每个变量 / 数据的存储位置
• 问题三：画出具体的程序地址分布图

答案一：

全局变量

• g_val （已初始化，int g_val = 100）

• g_unval （未初始化，int g_unval）

静态局部变量

• test（static int test = 10，定义在 main 内）

局部变量（自动存储期）

• str （const char *，指向常量字符串）

• heap_mem （char *，指向堆内存）

• heap_mem1 （char *，指向堆内存）

• heap_mem2 （char *，指向堆内存）

• heap_mem3 （char *，指向堆内存）

• argc （int，main 的参数）

• argv （char **，main 的参数）

• env （char **，main 的第三个参数）

• i （for 循环中的 int）

无名内存实体（不是变量，但与变量紧密相关）

• 四次 malloc(10) 申请的堆内存块（分别由 heap_mem、heap_mem1、heap_mem2、heap_mem3 指向）

• 字符串字面量 "helloworld"（由 str 指向）

• argv 数组指向的命令行参数字符串

• env 数组指向的环境变量字符串

答案二：

变量 / 数据	存储区域
main 函数的代码	代码段（.text）
"helloworld" 字面量	只读数据段（.rodata）
g_val（全局已初始化）	数据段（.data）
test（静态局部，已初始化）	数据段（.data）
g_unval（全局未初始化）	BSS 段（.bss）
四个 malloc(10) 返回的堆块	堆（heap）
str 指针变量本身	栈（stack）
heap_mem 指针变量本身	栈
heap_mem1 指针变量本身	栈
heap_mem2 指针变量本身	栈
heap_mem3 指针变量本身	栈
argc	栈
argv 指针变量本身	栈
env 指针变量本身	栈
i	栈
argv[] 中的字符串	栈顶部（初始栈）
env[] 中的字符串	栈顶部（初始栈）

1.2. 程序地址分布图

相关区域的解释：

代码段
        代码段存放程序的机器指令（编译后的可执行代码），通常是只读的，防止意外修改，并允许多个进程共享同一份代码。包含以下子区域：

• .init：程序启动时由系统自动调用的初始化代码。

• .text：主程序的指令，如 main() 函数、自定义函数的机器指令。

• .rodata：只读数据，如字符串常量 "Hello World!"。

数据段

        存放全局变量和静态变量（static），分为两部分：

• .data：已初始化（显式赋初值）的全局变量和静态变量，如 int x = 5;。

• .bss：未初始化的全局变量和静态变量，如 int y;。

进程控制块（PCB）

        虽然 PCB 是管理进程的核心数据结构，但它不属于进程的虚拟地址空间。它由操作系统内核维护，存放在系统内核区域，对用户进程不可见。

堆

        程序运行时动态申请内存的区域，通过 malloc() 等函数分配，用 free() 释放。堆从低地址向高地址增长，大小不固定，适合生命周期不确定的数据。例如，int ptr = (int) malloc(4); 在堆上分配 4 字节。

栈

        用于支持函数调用，存放局部变量、函数参数、返回地址等临时信息，由系统自动管理。遵循后进先出（LIFO）原则，从高地址向低地址扩展。例如，调用 add(3, 5) 时，参数和返回地址被压栈，函数返回后弹出。

共享库的存储映射区

        共享库用于提供进程所依赖的公共函数代码（如 printf() 等标准库函数）。它们在运行时被动态映射到进程的地址空间，代码是只读的，且可被多个进程共享，从而节省内存资源。

整体概述：

        其中，最高地址处是用户栈，随函数调用向下增长；其下方是共享库的映射区域，用于加载动态库；再往下是堆，由 malloc() 等函数动态扩展；堆下方是读/写数据段（.data 和 .bss）；底部是只读代码段（.init、.text、.rodata）；注意，代码段和数据段的大小在程序加载时就已确定，而堆和栈则可在运行过程中动态扩展和收缩。

上面的内容过于复杂，下面我们会用这个图来代替：

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二、回顾之前的一个问题

2.1. 代码

#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <unistd.h>
#include <cstdlib>
#include <cstring>
using namespace std;

int gval = 100;
int main()
{
    pid_t id = fork();
    if (id == 0)
    {
        while (1)
        {
            printf("子进程: gval: %d,&gval: %p,pid: %d, ppid: %d\n", gval, &gval, getpid(), getppid());
            sleep(1);
            gval++;
        }
    }
    else
    {
        while (1)
        {
            printf("父进程: gval: %d,&gval: %p,pid: %d, ppid: %d\n", gval, &gval, getpid(), getppid());
            sleep(1);
        }
    }
   

2.2. 分析

已知知识：

• 进程具有独立性，子进程将数据做修改，即使是全局变量，也并不影响父进程。
• 一台电脑只有一个物理内存，即只有一个物理地址

观察到的信息：

• 可观察到，数据修改，但其地址是一样的，确互不影响
• 父子进程，输出地址是一致的，但是变量内容不一样！

得出如下结论:

• 变量内容不一样,所以父子进程输出的变量绝对不是同一个变量
• 但地址值是一样的，说明，该地址绝对不是物理地址！
• 在Linux地址下，这种地址叫做 虚拟地址
• 我们在用C/C++等几乎所有语言所看到的地址，全部都是虚拟地址！物理地址，用户一概看不到，由OS统一管理
• OS必须负责将 虚拟地址(也叫线性地址) 转化成 物理地址 。
   

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三、进程地址空间

3.1 画图

通过上面代码的跑出来的结果，可知，这两个进程的 g_val 指向的 虚拟地址是一样，
但是 g_val 的值是不一样的，说明这个 g_val 在内存中一定存在两份。

通过上面画图的过程和结果，我们可以发现：

•         拷贝的是指针，发生浅拷贝，我们就理解，为什么父进程创建子进程，全部变量 g_val 的地址是一样的，因为发生了浅拷贝，使得他们的虚拟地址空间的值是一样的。
•         同理也知道了，为什么全局变量默认父子共享，是因为映射关系，从虚拟到物理是一样的。指向一个内存

3.2. 引出页表

虚拟地址空间，是如何跟内存联系在一起的？

通过页表

页表是用来将 虚拟地址空间 和 物理内存空间 进行映射的

整理的流程就是：

        使用系统调用接口创建新的进程时，fork后的数据代码，父子进程将会同时执行，同时增加新的进程控制块，父子进程通过刚开始相同的页表指向相同的物理空间，其所使用的进程地址空间对应的位置也是相同的，父子进程指向同一个g_val，因此，父进程和子进程对应的g_val的地址是相同的，但是，当子进程尝试修改g_val变量时，为保证进程的独立性，操作系统识别到当前子进程通过页表找到g_val，想修改g_val，此时，操作系统会重新开辟一段空间，将上述值拷贝下来，修改映射关系，因此使用不同的物理内存地址，互不影响，互相独立。

         父子进程创建时使用相同的虚拟地址，而进行修改时，经操作系统识别，重新复制一份，并开辟新的空间，经过页表映射的是不同的物理地址，此时修改的是不同的物理地址的数据，其虚拟地址不受影响，这种策略叫做写时拷贝。

        再次回答之前，为什么 fork 函数可以返回两个返回值？

        fork函数在return时之前，会创建新的进程控制块，而此时return便会同时执行两次，而return的本质，就是对父子进程ret变量进行写入，此时便会进行写时拷贝，父子进程各自拥有属于自己的物理空间，虽然对应虚拟地址相同，但其对应的物理地址的值不同，只不过在用户层我们用同一个变量（虚拟地址）来标识了

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四、虚拟地址和物理内存地址

4.1. 举个例子

现在一个老板，有四名员工。
这个老板经常画大饼，
给员工A说，等到年底，干得好的话，给你奖励10w年终奖
给员工B说，等到年底，绩效不赖的话，给你奖励一台奔驰
给员工C说，等到年底，所有工作都做好，给你奖励60m^2的小房子
给员工D说，看你新来的，干得不错，继续保持，等到年底，让你去进修

画大饼，这个事情，懂的都懂，老板容易做不到，或者就是容易记错。
有一天，给员工A说，等到年底，干得不错的话，奖励一个60m^2的房子
给B说，等到年底，干得不错的话，奖励你去进修……
这不都闹乌龙了呀。

因此，作为老板，这个大饼，这个承诺，是不是也要进行管理呢？
需要，那该怎么管理呢？（根据之前的知识）
先描述，在组织！！！

说明，需要有结构体，还需要链表进行维护！！！

4.2. 对应关系

老板：os

员工：进程

大饼：虚拟地址空间

大饼的具体内容：让每个进程都认为自己有4GB的物理内存或者，每个进程都认为自己在独占物理内存。

4.3. 一个空间中，有很多的区域，是怎么进行区域划分的？

举个例子，大家在童年小学肯定遇到过的，三八线问题：

小明和小红做同桌，一个长桌子100cm

其中两个人五五分，各有50cm

现在两个人，要把东西放到桌子上，有书、文具等，该怎么合理的分配自己的空间呢？

有一天，两人生气了，55分，变成了37分，这个新的区域又是如何划分的呢？

1. 给桌子的总长度进行刻度
2. 把两个人的的分界线画出来即可
3. 把各自的长度按照一定的比例，进行刻度，这10cm放书，那10cm放文具

其中，

• 桌子 --- 地址空间
• 量取桌子的长度 --- 对空间进行编址
• 按照一定的规律进行刻度 --- 地址空间上的每个地址
• 使用分界线划分出不同的区域 --- 不同地址的区域划分
• 将之前的55分转化成37分 --- 调整区域

此时就可以上述的逻辑，用计算机进行量化，就可以得到区域划分

struct Destop
{
int size;
int a_start;
int a_end;
}

struct Destop area = {0,49,50,100};

调整区域

area.a_start -= 20;
area.b_end = -=20;

一个整型变量，有四个字节，而我们只获得到一个地址,得到的是地址数最小的。

通过得到的地址+偏移量 就可以得到上层的数值了。

通过这些例子，我们就知道了，这个虚拟地址空间，其实就是个结构体 (mm_struct)

struct mm_struct {
	unsigned long total_vm, locked_vm, shared_vm, exec_vm;
	unsigned long stack_vm, reserved_vm, def_flags, nr_ptes;
	unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;
	unsigned long start_brk, brk, start_stack;
	unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;
    .......
}

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五、操作系统中的虚拟内存管理、进程内存布局以及物理内存与磁盘交互的核心原理

现在我们把最上面的例子，改成一个 task_struct 和磁盘的代码和数据进行分析

5.1. mm_struct

1. 开辟空间  
2. 初始化值从哪里来？ 加载的时候，进行初始化  

1. 会在虚拟地址空间申请申请指定大小的空间（调整区域划分）  
2. 加载程序，申请物理空间  

   其中，1 <-> 2 -- > 页表进行映射

这就使得物理地址转化成虚拟地址！！！
提供给上层用户使用

为什么这样子设计？

1.  将地址从无序变成有序：磁盘中很多的可执行程序，把对应的数据和代码加载到物理内存，是有序的吗？  不需要，因为可以通过页表进行一一对应
2. 地址转换的过程中，也可以对地址和从操作进行合法性判定，进而保护物理内存。例如，为什么在字符常量去写入，会崩溃？查找页表的时候，被权限拦截
3. 让进程管理和内存管理，进行一定程度上的解耦！！！

5.2. 问题：虚拟地址的区域划分在页表中都有对应的物理内存，请问 char * str = "hello" str = "h" 为什么不能运行成功？

        这是因为在这个页表中，有一个类似备注的一列，显示权限。

        这个 str 是常量字符串，是在初始化数据中，不能进行修改，所以他的权限是 r 没有 w

5.3. 动态生命周期（加载、缺页、换出）

我们下面需要用言语说一下整个执行流程：

5.3.1. 惰性加载

        操作系统内核开始为它构建虚拟地址空间。此时，进程的 task_struct 结构体中的 struct mm_struct *mm 被正式开辟并初始化，内核会根据可执行文件的头部信息，在虚拟地址空间中划定好清晰的区域：正文代码、初始化数据、未初始化数据、堆、共享区、栈及命令行参数/环境变量；高地址的1G则预留给内核空间

        然而，此时物理内存是“零占用”的。内核仅仅创建了页表，并在页表项的“左半边”填上了关键坐标——记录着“该段数据位于磁盘可执行文件的哪个偏移位置”；而指向物理内存页框号的“右半边”全部留空，标记为无效。这个就是操作系统惰性加载（按需调页）的精妙起点。

5.3.2. 缺页中断

        当CPU真正开始执行进程指令，访问某个虚拟地址时，硬件MMU查找页表发现“右半边”为空，立即触发缺页中断。进程被暂停，内核接管控制权：

1. 内核依据页表“左半边”记录的磁盘偏移，从可执行文件中读取该页数据。

2. 分配一个空闲的物理页框，将数据载入。

3. 将该物理页框号填入页表的“右半边”，标记为有效，并建立映射关系。此时，物理地址成功转化为进程可用的虚拟地址。

        在这个过程中，权限拦截起到了至关重要的保护作用，就像上面一样：内核在填充页表项时，会根据该区域所属的段类型设置权限位（R/W/X）。字符串常量 "hello "位于只读数据段，其页表权限被标记为 只读(r--)，当CPU尝试写入时，MMU在地址转换阶段检查权限发现不匹配，直接抛出页错误，内核随即向进程发送 SIGSEGV 信号导致崩溃。物理内存中的数据甚至还没来得及修改，在逻辑转换层面就被坚决拦截了。

5.3.3. 换出与挂起

        当物理内存资源极度紧张时，内核的回收机制会被激活。它会挑选合适的物理页进行换出（Swap Out）：

1. 将该物理页框的数据写入磁盘的Swap分区。

2. 清除页表中的“右半边”（物理页框号），并重新标记为无效。

3. 关键一步：“左半边”被保留并更新，指向Swap分区中的新存储位置。

        如果被换出的页过多，进程甚至可能被挂起（进入挂起态）。这相当于一次逆向的缺页中断—— 拆掉物理映射，为其他进程腾出生存空间。当该进程被再次唤醒，访问那些已被换出的地址时，缺页中断会再次上演，只是这次内核会从Swap分区读回数据，重新分配物理页框，再次填满“右半边”。

        此时：

• 变无序为有序：磁盘中的可执行程序和数据加载到物理内存时是杂乱无章的，但通过页表的映射，每个进程都认为自己独享一个从低地址到高地址的连续、有序的3G虚拟空间。

• 完美解耦：进程管理只认虚拟地址，内存管理只关心物理页框和磁盘块，页表则充当了灵活的“翻译官”，让两者互不干扰。创建、加载、换出、再加载，这个闭环循环往复，让有限的物理内存撑起了远超自身容量的程序世界。

---

六、虚拟内存管理

        描述linux下进程的地址空间的所有的信息的结构体是 mm_struct（内存描述符）。每个进程只有一个 mm_struct 结构，在每个进程的 task_struct 结构中，有一个指向该进程的结构。

struct task_struct {
    struct mm_struct *mm, *active_mm;
    ......
}

•  mm (Memory Descriptor)：代表进程自己拥有的、真正的用户空间地址空间。

• active_mm (Active Memory Descriptor)：代表进程当前实际正在使用的内存地址空间

6.1. 普通进程 vs. 内核线程

理解二者区别的关键在于区分进程类型：

6.1.1. 对于普通用户进程

对于大多数拥有独立地址空间的进程，这两个指针总是指向同一个 mm_struct 结构体。

• mm  指向该进程自己的地址空间。

• active_mm  也指向同一个地址空间，因为该进程运行时，使用的正是它自己的地址空间。

6.1.2. 对于内核线程 

内核线程不拥有用户空间，它们只在内核空间运行。

• mm = NULL：因为内核线程没有自己的用户地址空间。

• active_mm ：指向前一个运行的用户进程的 mm_struct  ，即“借用”来的地址空间。这样，当内核线程被调度运行时，它不必切换页表（Page Table），而是直接复用上一个进程的地址空间，从而节省了开销。

这个了解即可，等到讲到 线程的时候，还会重新谈及虚拟内存管理。

6.2. mm_struct的相关介绍

可以说，mm_struct结构是对整个用户空间的描述。每一个进程都会有自己独立的mm_struct，这样每一个进程都会有自己独立的地址空间才能互不干扰。先来看看由task_struct到mm_struct，进程的地址空间的分布情况：

定位mm_struct文件所在位置和task_struct所在路径是一样的，不过他们所在文件是不一样的，
mm_struct所在的文件是mm_types.h。

struct mm_struct
{
    /*...*/
    struct vm_area_struct *mmap;    /* 指向虚拟区(VMA)链表 */
    struct rb_root mm_rb;    /* red_black树 */
    unsigned long task_size;    /* 具有该结构体的进程的虚拟地址空间的大小 */
    /*...*/
    // 代码段、数据段、堆栈段、参数段及环境段的起始和结束地址。
    unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;
    unsigned long start_brk, brk, start_stack;
    unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;
    /*...*/
}

6.3. 虚拟空间的组织方式

那既然每一个进程都会有自己独立的mm_struct，操作系统肯定是要将这么多进程的mm_struct组织起来的！虚拟空间的组织方式有两种：

1. 当虚拟区较少时采取单链表，由mmap指针指向这个链表；

2. 当虚拟区多时采取红黑树进行管理，由mm_rb指向这棵树。

linux内核使用 vm_area_struct 结构来表示一个独立的虚拟内存区域(VMA)，由于每个不同质的虚拟内存区域功能和内部机制都不同，因此一个进程使用多个vm_area_struct结构来分别表示不同类型的虚拟内存区域。上面提到的两种组织方式使用的就是vm_area_struct结构来连接各个VMA，方便进程快速访问。

struct vm_area_struct {
    unsigned long vm_start; //虚存区起始
    unsigned long vm_end; //虚存区结束
    struct vm_area_struct *vm_next, *vm_prev; //前后指针
    struct rb_node vm_rb; //红黑树中的位置
    unsigned long rb_subtree_gap; //所属的 mm_struct
    struct mm_struct *vm_mm;
    pgrpt_t vm_page_prot;
    unsigned long vm_flags; //标志位
    struct {
    struct rb_node rb;
    unsigned long rb_subtree_last;
    } shared;
    struct list_head anon_vma_chain;
    struct anon_vma *anon_vma;
    const struct vm_operations_struct *vm_ops; //vma对应的实际操作
    unsigned long vm_pgoff; //文件映射偏移量
    struct file *vm_file; //映射的文件
    void *vm_private_data; //私有数据
    atomic_long_t swap_readahead_info;
}

#ifndef CONFIG_MMU
    struct vm_region *vm_region; // NOMMU mapping region *
#endif

#ifndef CONFIG_NUMA
    struct mempolicy *vm_policy; // NUMA policy for the VMA *
#endif

struct vm_usefulutfdt_ctx vm_usefulutfdt_ctx;
__randomize_layout;

画图所示：

---

完