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【Linux】进程地址空间

文章目录

一、进程地址空间

1.1 前言

在学习 C/C++ 的时候，我们知道内存会分为几个区域：栈区、堆区、全局/静态区、代码区、字符常量区 …

这只是语言层面的理解，是远远不够的，如下空间布局图，请问这是物理内存吗？—— 不是，是进程地址空间。

image-20220620220537252

两点结论：

  1. 进程地址空间不是物理内存！

  2. 进程地址空间，会在进程的整个生命周期内一直存在，直到进程退出！

    这也就解释了为什么全局/静态变量的生命周期是整个程序，因为全局/静态变量是随着进程一直存在的。

为了更好的学习进程地址空间，还需要理解如下四个问题：

  1. 验证地址空间的基本排布？
  2. 进程地址空间究竟是什么？
  3. 地址空间和物理内存之间的关系？
  4. 为什么要存在地址空间？

1.2 验证地址空间的基本排布（⭐）

代码如下：

/* checkarea.c */
#include<stdio.h>
#include<stdlib.h> // malloc

int g_unval;    // 未初始化数据区
int g_val = 10; // 已初始化数据区

int main(int argc, char* argv[], char* env[])
{
    printf("code addr        : %p\n", main); // 代码区

    printf("\n");
    const char *p = "hello";
    printf("read only        : %p\n", p);    // 字符常量区（只读）

    printf("\n");
    printf("global val       : %p\n", &g_val);   // 已初始化数据区
    printf("global uninit val: %p\n", &g_unval); // 未初始化数据区

    printf("\n");
    char *phead = (char*)malloc(1);
    printf("head addr        : %p\n", phead);  // 堆区（向上增长）

    printf("\n");
    printf("stack addr       : %p\n", &p);     // 栈区（向下增长）
    printf("stack addr       : %p\n", &phead); // 栈区

    printf("\n");
    printf("arguments addr   : %p\n", argv[0]);        // 命令行参数（第一个参数）
    printf("arguments addr   : %p\n", argv[argc - 1]); // 命令行参数（最后一个参数）

    printf("\n");
    printf("environ addr     : %p\n", env[0]);         // 环境变量

    return 0;
}

运行结果：

image-20220618214833378

1.3 虚拟地址 & 物理地址

举例说明：

观察如下代码的运行结果：定义一个全局变量，然后创建子进程，父子进程分别打印出变量值和变量地址。

#include<stdio.h>
#include<sys/types.h> // getpid
#include<unistd.h>    // getpid, fork
#include<stdlib.h>    // perror

int g_val = 0; // 全局变量

int main()
{
  printf("before creating a new process, g_val = %d\n", g_val);

  pid_t ret = fork();
  if (ret == 0) {
    // child process
    printf(" child - pid: %u, g_val: %d, &g_val: %p\n", getpid(), g_val, &g_val);
  }
  else if (ret > 0) {
    // father process
    printf("father - pid: %u, g_val: %d, &g_val: %p\n", getpid(), g_val, &g_val);
  }
  else {
    perror("fork");
  }  

  return 0;
}

运行结果：

before creating a new process, g_val = 0
father - pid: 23014, g_val: 0, &g_val: 0x601058
 child - pid: 23015, g_val: 0, &g_val: 0x601058

观察发现，父子进程打印的变量值和变量地址都是一样的，因为创建子进程通常以父进程为模版，父子进程并没有对变量进行进行任何修改。如果将代码稍加改动：

#include<stdio.h>
#include<sys/types.h> // getpid
#include<unistd.h>    // getpid, fork, sleep
#include<stdlib.h>    // perror

int g_val = 0; // 全局变量

int main()
{
  printf("before creating a new process, g_val = %d\n", g_val);

  pid_t ret = fork();
  if (ret == 0) {
    // child process
    g_val = 100;      // 在子进程中对变量进行修改
    printf(" child - pid: %u, g_val: %-3d, &g_val: %p\n", getpid(), g_val, &g_val);
  }
  else if (ret > 0) {
    // father process
    sleep(3);         // 父进程休眠，子进程一定会先退出，让父进程读取变量值和变量地址
    printf("father - pid: %u, g_val: %-3d, &g_val: %p\n", getpid(), g_val, &g_val);
  }
  else {
    perror("fork");
  }  

  return 0;
}

运行结果：

before creating a new process, g_val = 0
 child - pid: 25270, g_val: 100, &g_val: 0x601058  # 子进程先退出
father - pid: 25269, g_val: 0  , &g_val: 0x601058  # 父进程休眠3s后退出

观察发现，父子进程，打印的变量值是不一样的，但是变量地址竟然是一样的！

我们知道，父子进程代码共享，数据各自私有一份（写时拷贝）。

思考1：运行结果中，变量值不一样，说明父子进程中的变量绝对不是同一个变量。

思考2：运行结果中，打印的变量地址，绝对不可能是物理地址，因为同一物理地址处，不可能读取出来两个不一样的值。

所以，可以得出如下结论：

  • 我们曾经在 C/C++ 语言等其它语言中学到和看到的地址（比如取地址），全部都是「虚拟地址」，由操作系统统一管理。而物理地址，用户是一概看不到的。
  • 注意：程序的代码和数据一定是存在物理内存上的！因为想要运行程序必须先将代码和数据加载到物理内存中。所以一定需要操作系统负责将「虚拟地址」转化成「物理地址」。

画图分析：

image-20220622160404043

上图说明，同一个变量，打印的地址相同，其实是「虚拟地址」相同，内容不同其实是被映射到了不同的「物理地址」处。

👉 现在再来思考：进程和程序有什么区别呢？

image-20220621215554848

1.4 通过一个小例子来理解地址空间

举个例子：

假设有一个富豪，他有 10 亿美元的家产，而这个富豪他有 10 个私生子，但这 10 个私生子彼此之间并不知道对方的存在，这个富豪对他的每个私生子都说过同一句话：儿子，这10亿的家产未来都是你的。

站在每个私生子的视角中，每个私生子都认为自己拥有 10 亿美元。

如果每个私生子都找父亲一次性要 10 个亿，这个富豪是拿不出来的，但实际上这是不可能的，每个私生子找父亲要钱，一般只会几千几万这样一点点去要，这个富豪只要有，就一定会给。如果私生子要的钱太多，富豪不给，私生子也只会认为是父亲不想给我。

换言之，这个富豪给每个私生子在大脑中建立一个「虚拟」的概念：都认为自己拥有 10 亿美元。

类比到计算机中：

  • 富豪，称之为操作系统。

  • 私生子，称之为进程。

  • 富豪给私生子画的 10 亿家产，称之为进程的地址空间。

通过上述两个例子，得出结论：

  • 操作系统默认会给每个进程构建一个地址空间的概念（比如32位下，把物理内存资源抽象成了从 0x00000000 ~ 0xFFFFFFFF 共 4G 的一个「线性的虚拟地址空间」）

    假设系统中有 10 个进程，每个进程都会认为自己有 4G 的物理内存资源。（可以理解成 OS 在画大饼）

认识地址空间（⭐）

  • 在 Linux 中，「地址空间其实是内核中的一种数据结构」。

  • 在 Linux 中，OS 除了会为每个进程创建对应的 PCB（即 struct task_struct 结构体），还会创建对应的进程地址空间，即内核中的 struct mm_struct 结构体。

    思考：

    空间的本质无非就是多个区域（栈、堆 …）的集合。那么在 struct mm_struct 结构体中，OS 是如何表述（划分）这些区域的呢？

    回答：

    定义 start 和 end 变量来表示每个区域，起始和结束的虚拟地址。然后通过设置这些 start 和 end 的值，对抽象出的这个「线性的虚拟地址空间」（32位下，是从 0x00000000 ~ 0xFFFFFFFF 共 4G）进行区域划分。

    struct mm_struct {
    // ...
    
    unsigned long code_start;   // 代码区起始虚拟地址，比如 0x10000000h
    unsigned long code_end;     // 代码区结束虚拟地址，比如 0x00001111h
    
    unsigned long init_start;   // 已初始化数据区
    unsigned long init_end;
    
    unsigned long uninit_start; // 未初始化数据区
    unsigned long uninit_end;
    
    unsigned long heap_start;   // 堆区
    unsigned long heap_end;
    
    // ...
};

1.5 地址空间究竟是什么（总结）（⭐）

进程地址空间：

image-20220622160552382

总结：地址空间究竟是什么？

  • 地址空间的本质：操作系统让「进程看待物理内存的方式」，这是抽象出来的一个概念。地址空间是内核中的一种数据结构，即 struct mm_struct 结构体。由 OS 给每个进程创建，这样每个进程都认为自己独占系统内存资源。

  • 划分区域的本质：把「线性的地址空间」划分成了一个个的区域，通过设置结构体内的 start 和 end 的值，来表示区域的起始和结束。（比如栈区和堆区的增长）

    为什么要进行区域划分呢？

    1. 可以通过 [start, end] 进行初步判断访问某个虚拟地址时，是否越界访问了。
    2. 因为可执行程序，在磁盘中是被划分成一个个的区域存储起来的，所以进程的地址空间才有了区域划分这样的概念，方便进程找到代码和数据。

  • 虚拟地址的本质：每个区域 [start, end] 之间的各个地址就是虚拟地址，之间的虚拟地址是连续的。

1.6 地址空间 & 物理内存之间的关系

虚拟地址和物理地址之间是通过页表来完成映射的。

1.7 总结：为什么要存在地址空间（⭐）

思考：直接让进程去访问物理内存不就好了吗？为什么还要存在地址空间呢？

早期，操作系统是没有进程地址空间的，导致物理内存暴露，恶意程序可以直接通过物理地址，进行内存数据的读取，甚至篡改。

后来随着操作系统的发展迭代，有了进程地址空间（虚拟地址），由操作系统完成虚拟地址和物理地址之间的转化。

存在地址空间的理由：

  • 保护物理内存，在进程内不能直接访问物理内存，也方便操作系统进行合法性检测。

    1. 通过划分区域中虚拟地址的起始和结束（即 start 和 end 的值），来判断当前访问的地址是否合法。

      比如：如果用户想在某个虚拟地址处写入，但检测到该虚拟地址在字符常量区的 start 到 end 之间，而字符常量区是只读的，说明越界访问了，OS 直接终止进程。

      char *str = "hello world";
*str = 'H'; // error

    2. 还通过页表中的权限属性，来判断当前访问的地址是否合法。

      页表完成了虚拟地址到物理地址之间的映射，而页表中除了有基本的映射关系之外，还可以进行读写等权限相关的管理。

      比如：如果用户想在某个虚拟地址处写入，通过页表进行虚拟地址到物理地址的转换时，发现该地址处只有读权限，说明非法访问了，页表拒绝转换，OS 直接终止进程。

  • 将「内存管理模块」和「进程管理模块」进行解耦。

    操作系统的核心功能：内存管理、进程管理、文件管理、驱动管理。

    • 没有进程地址空间时，内存管理必须得知道所有的进程的生命状态（创建、退出等），才能为每个进程分配和释放相关内存资源。所以「内存管理模块」和「进程管理模块」是强耦合的。

    • 而现在有了进程地址空间，内存管理只需要知道哪些内存区域（page）是被页表映射的（已使用），哪些是没有被页表映射的（未使用），不需要知道每个进程的生命状态。当进程管理想要申请内存资源时，让内存管理通过页表建立映射即可；想要释放内存资源时，通过页表取消映射即可。所以将「内存管理模块」和「进程管理模块」进行解耦了。

      image-20220620173647749

    【思考 & 拓展】：如果物理内存只有 4G，有一个游戏 16G，能运行吗？

    • 可以的，CPU 运行不管多大的程序，都需要从头到尾一行一行指令的去执行，即使物理内存有 32G，也不会一次性把 16G 的程序加载进来（因为内存资源还需要分配给其它进程），而是采用延时加载，比如先加载 200M 进来，执行完了，再覆盖式的加载 200M 进来，然后执行。所以如果物理内存比较小，用户可能会感到游戏卡一卡的。

  • 让每个进程，以同样的方式，来看待代码和数据。（这样对于进程的设计是非常好的）

    可执行程序，在磁盘中是被划分成一个个的区域存储起来的（比如代码 .txt、已初始化数据 .data、未初始化数据 .bss 等等）。

    • 因为可执行程序形成时，有一个链接的过程，会把用户代码和库的代码合并在一起，把用户数据和库的数据合并在一起。否则可执行程序的代码和数据如果是混着存放在一起的，会导致链接过程变得很复杂。

    • 所以进程的地址空间才有了区域划分这样的概念，方便进程找到代码和数据。

    拓展 & 分析：

    image-20220620221452348

    如图：代码被零散的加载到了内存的各个位置。如果直接让进程去找到代码是非常困难的，尤其是找到代码的起始和结束位置。所以我们在进程的地址空间中划分出一个个的区域，再通过页表把内存中各个位置的代码给整合到一起，使代码的物理地址变成「线性的虚拟地址」了。然后进程通过其对应地址空间中的代码区（区域中虚拟地址是连续的），可以很方便的找到代码。同时 CPU 也方便执行代码（虚拟地址是连续的，这样 PC 指针才能进行加 1 操作，得到下一条指今的地址，CPU 才能从上到下顺序执行指令）。好处：

    • 不用在物理内存中找一块连续的区域了。

    • 站在进程的角度，所有进程的代码（二进制指令）存放的区域，虚拟地址是连续的，可以被顺序执行。（即使物理内存上有可能不连续）

悦读

道可道，非常道；名可名，非常名。 无名，天地之始，有名，万物之母。 故常无欲，以观其妙，常有欲，以观其徼。 此两者，同出而异名，同谓之玄，玄之又玄，众妙之门。

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