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平顶山 网站建设公司,淘宝小程序入口,兰州网络营销网站,网站建设方案 doc本节目录1.如何理解区域划分2.为什么一个变量可以存储两个不同的值#xff1f;3.深入理解虚拟地址空间为什么要有地址空间#xff1f;4.理解什么是挂起#xff1f;1.虚拟地址空间究竟是什么#xff1f;2.映射关系的维护是谁做的#xff1f;1.如何理解区域划分 所谓的区域… 本节目录1.如何理解区域划分2.为什么一个变量可以存储两个不同的值3.深入理解虚拟地址空间为什么要有地址空间4.理解什么是挂起1.虚拟地址空间究竟是什么2.映射关系的维护是谁做的1.如何理解区域划分 所谓的区域划分本质是在一个范围里定义start和end。 struct destop {int start;int end; };struct destop one { 1, 50 }; struct destop two { 51, 100 };虚拟地址空间是一种内核数据结构它里面至少要有对各个区域的划分。 struct addr_room {int code_start;int code_end;int init_start;int init_end;int uninit_start;int uninit_end;int heap_start;int heap_end;int stack_start;int stack_end; //… 其他的属性 };地址空间和页表用户级是每个进程都私有一份。页表是一种数据结构它内部有映射关系也有权限的管理MMU 只要保证每一个进程的页表映射的是物理内存的不同区域就能做到进程之间不会互相干扰进而保证进程的独立性。 2.为什么一个变量可以存储两个不同的值 首先我们观察下面一段代码 1 #include stdio.h2 #include unistd.h3 #include stdlib.h4 5 int g_val 0;6 int main()7 {8 pid_t id fork();9 if(id 0)10 {11 perror(fork);12 return 0;13 }14 else if(id 0)15 {16 printf(child[%d]:%d,%p\n,getpid(),g_val,g_val);17 }18 else19 {20 printf(parent[%d]:%d,%p\n,getpid(),g_val,g_val); 21 }22 return 0;23 } 运行结果 [jyfVM-12-14-centos lesson9]\( ./a.out parent[4479]:0,0x601050 child[4480]:0,0x601050 我们发现变量值和变量地址是一模一样的很好理解呀因为子进程是以父进程为模板父进程并没有对变量值做任何修改。 我们在将代码进行修改 1 #include stdio.h2 #include unistd.h3 #include stdlib.h4 5 int g_val 0;6 int main()7 {8 pid_t id fork();9 if(id 0)10 {11 perror(fork);12 return 0;13 }14 else if(id 0)15 { //子进程肯定先跑完也就是子进程先修改完成之后父进程在读取16 g_val 100;17 printf(child[%d]:%d,%p\n,getpid(),g_val,g_val);18 }19 else //parent 20 {21 sleep(3);22 printf(parent[%d]:%d,%p\n,getpid(),g_val,g_val);23 }24 sleep(1); 25 return 0; 26 } 运行结果 [jyfVM-12-14-centos lesson9]\) ./a.out child[6691]:100,0x601058 parent[6690]:0,0x601058 我们发现父子进程输出的变量地址是一样的但变量的值不同。 一个变量可以存储两个不同的值吗答案是否定的。输出的变量值不同说明它们绝对不是同一个变量但输出的地址相同说明它们不是物理地址在Linux环境下它叫做虚拟地址我们在C/C下看到的都是虚拟地址物理地址用户一概看不到由OS统一管理将虚拟地址映射成物理地址。进程地址空间是一种内核的数据结构每一个进程都私有一份进程地址空间和页表只要保证进程虚拟地址通过页表映射的是物理内存的不同区域就能做到进程之间不会互相干扰保证进程的独立性。所以父子进程的g_val的虚拟地址是一样的当子进程修改g_val的值通过页表映射到物理内存的不同区域就出现了类似一个变量内存储两个不同的值的现象。 如此pid_t id fork(); 中的id值为什么可以有两个返回值相信大家都能理解了。 3.深入理解虚拟地址空间 一些Linux指令readelf -s 可执行文件, 用于查看可执行程序中的符号表。 objdump -f 可执行文件用于查看可执行程序中文件头相关信息一个反汇编工具。 [jyfVM-12-14-centos lesson9]$ objdump -f a.outa.out: file format elf64-x86-64 architecture: i386:x86-64, flags 0x00000112: EXEC_P, HAS_SYMS, D_PAGED start address 0x0000000000400560 当我们的程序通过编译形成可执行程序的时候还没有加载到内存的时候请问我们程序的内部有地址吗 可执行程序在编译的时候内部其实就已经有地址了。 地址空间不要仅仅理解为OS要遵守的编译器也要遵守。即编译器在编译代码的时候就已经给我们形成了各个区域代码区数据区等等并且采用Linux一样的编制方式给每一个变量每一个代码都进行了编址故程序在编译的时候每一个字段早已经具有了一个虚拟地址 程序内部的地址依旧用的是编译器编译好的虚拟地址当程序加载到内存的时候每行代码每个变量便具有了一个外部的物理地址。 所以CPU读取到指令的时候指令内部的地址是虚拟地址。可见每一个变量每一个函数都有地址编译器给的同样它们也一定被加载到物理内存中。 为什么要有地址空间 1.凡是非法访问或者映射OS都会识别到并终止这个进程。这样可以做到有效保护内存。 我们知道地址空间和页表都是OS创建并维护的是不是就意味着凡是使用地址空间和页表进行映射也一定要在OS的监管之下进行访问也便保护了物理内存中的所有合法数据包括各个进程以及内核的相关有效数据。 2.因为有地址空间和页表的存在是不是我们的物理内存可以对未来的数据进行任意位置的加载 当然可以。 这样物理内存的分配和进程的管理就可以做到没有关系这样内存管理模块和进程管理模块就完成了解耦合。 从这我们可知空间配置器配置的地址是虚拟地址我们在C/C中new/malloc申请空间的时候本质是在虚拟地址空间进行申请。 如果我申请了物理空间但我不立马使用是不是空间的浪费呢是的。 本质上因为地址空间的存在所以上层申请空间其实是在地址空间上进行申请物理内存甚至一个字节都不给你而当你真正进行物理地址空间的访问的时候才执行内存的相关管理算法帮你申请内存构建页表映射关系是由OS自动帮你完成的用户包括进程完全0感知然后在让你进行内存的访问。这种延迟分配的策略来提高整机的效率几乎内存的有效使用是100%的。这也就是缺页中断技术。也就是说你申请空间系统已经给你分配了虚拟地址空间但还没有给你分配物理地址这种技术叫做缺页中断技术。 3.因为在物理内存上理论可以任意位置加载所以物理内存中几乎所有数据和代码都是乱序的。 但是因为页表的存在它可以将页表中的虚拟地址和物理地址进行映射那么可见在进程的视角下所有的内存分布都可以是有序的。 地址空间加页表的存在可以将内存分布有序化。 地址空间是操作系统给进程画的大饼。进程要访问物理内存中的数据和代码可能此时并不在物理内存中。同样的也可以让不同的进程映射不同的物理内存区域是不是很容易做到进程独立性的实现。进程的独立性可以通过地址空间页表实现 因为地址空间的存在每一个进程都认为自己拥有4GB32空间并且各个区域都是有序的进而可以通过页表映射到物理内存不同区域来实现进程的独立性。每一个进程都不知道也不需要知道其他进程的存在。 4.理解什么是挂起 我们将我们的代码和数据加载到内存中加载本质是创建进程那么是不是非得立马把所有的程序的代码和数据加载到内存中并创建内核数据结构和建立相关映射关系答案是否定的。 在最极端的情况下甚至只有内核结构task_struct结构体、地址空间、页表被创建出来了映射关系一个都没有。 此时进程的状态就叫做新建状态。当真正调度这个进程的时候才将进程的代码和数据加载到内存中设置好映射关系。 理论上可以实现对进程的分批加载那是不是可以分批换出呢当然可以。甚至这个进程短时间内不会被执行比如正在等待某种非CPU资源阻塞了进程的代码和数据被换出此时的状态叫做挂起 我们知道页表映射的时候可不仅仅是内存磁盘中的位置也是可以映射的嗷所以在执行换出操作时不一定需要将内存中数据刷新到磁盘中可以直接释放掉只需要将页表的映射关系中的位置改到磁盘中对应的数据位置即可。 今天就到这里吧我们下次再见