我們知道，在32位機(jī)器上linux操作系統(tǒng)中的進(jìn)程的地址空間大小是4G,其中0-3G是用戶空間，3G-4G是內(nèi)核空間。其實(shí)，這個(gè)4G的地址空間是不存在的，也就是我們所說的虛擬內(nèi)存空間。

　　那虛擬內(nèi)存空間是什么呢，它與實(shí)際物理內(nèi)存空間又是怎樣對(duì)應(yīng)的呢，為什么有了虛擬內(nèi)存技術(shù)，我們就能運(yùn)行比實(shí)際物理內(nèi)存大的應(yīng)用程序，它是怎么做到的呢？

　　呵呵，這一切的一切都是個(gè)迷呀，下面我們就一步一步解開心中的謎團(tuán)吧!

　　我們來看看，當(dāng)我們寫好一個(gè)應(yīng)用程序，編譯后它都有什么東東？

　　例如：

　　用命令size a.out會(huì)得到:

　　其中text是放的是代碼，data放的是初始化過的全局變量或靜態(tài)變量，bss放的是未初始化的全局變量或靜態(tài)變量

　　由于歷史原因，C程序一直由下列幾部分組成：

　　A.正文段。這是由cpu執(zhí)行的機(jī)器指令部分。通常，正文段是可共享的，所以即使是經(jīng)常執(zhí)行的程序(如文本編輯程序、C編譯程序、shell等)在存儲(chǔ)器中也只需要有一個(gè)副本，另外，正文段常常是只讀的，以防止程序由于意外事故而修改器自身的指令。

　　B.初始化數(shù)據(jù)段。通常將此段稱為數(shù)據(jù)段，它包含了程序中需賦初值的變量。例如，C程序中任何函數(shù)之外的說明：

　　int maxcount = 99;(全局變量)

　　C.非初始化數(shù)據(jù)段。通常將此段稱為bss段，這一名稱來源于早期匯編程序的一個(gè)操作，意思是"block started by symbol",在程序開始執(zhí)行之前，內(nèi)核將此段初始化為0。函數(shù)外的說明：

　　long sum[1000];

　　使此變量存放在非初始化數(shù)據(jù)段中。

　　D.棧。自動(dòng)變量以及每次函數(shù)調(diào)用時(shí)所需保存的信息都存放在此段中。每次函數(shù)調(diào)用時(shí)，其返回地址、以及調(diào)用者的環(huán)境信息(例如某些機(jī)器寄存器)都存放在棧中。然后，新被調(diào)用的函數(shù)在棧上為其自動(dòng)和臨時(shí)變量分配存儲(chǔ)空間。通過以這種方式使用棧，C函數(shù)可以遞歸調(diào)用。

　　E.堆。通常在堆中進(jìn)行動(dòng)態(tài)存儲(chǔ)分配。由于歷史上形成的慣例，堆位于非初始化數(shù)據(jù)段頂和棧底之間。

　　從上圖我們看到棧空間是下增長(zhǎng)的，堆空間是從下增長(zhǎng)的，他們會(huì)會(huì)碰頭呀？一般不會(huì)，因?yàn)樗麄冎g間隔很大，如：

　　#include

　　#include

　　int bss_var;

　　int data_var0 = 1;

　　int main()

　　{

　　printf("Test location:\n");

　　printf("\tAddress of main(Code Segment)：%p\n",main);

　　printf("_____________________________________\n");

　　int stack_var0 = 2;

　　printf("Stack location:\n");

　　printf("\tInitial end of stack:%p\n",&stack_var0);

　　int stack_var1 = 3;

　　printf("\tNew end of stack:%p\n",&stack_var1);

　　printf("_____________________________________\n");

　　printf("Data location:\n");

　　printf("\tAddress of data_var(Data Segment)：%p\n",&data_var0);

　　static int data_var1 = 4;

　　printf("\tNew end of data_var(Data Segment)：%p\n",&data_var1);

　　printf("_____________________________________\n");

　　printf("BSS location:\n");

　　printf("\tAddress of bss_var:%p\n",&bss_var);

　　printf("_____________________________________\n");

　　printf("Heap location:\n");

　　char *p = (char *)malloc(10);

　　printf("\tAddress of head_var:%p\n",p);

　　return 0;

　　}

　　運(yùn)行結(jié)果如下：

　　呵呵，這里我們看到地址了，這個(gè)地址是虛擬地址，這些地址時(shí)怎么來的呢？其實(shí)在我們編譯的時(shí)候，

　　這些地址就已經(jīng)確定了,如下圖中紅線。

　　也就是說，我們不論我們運(yùn)行a.out程序多少次這些地址都是一樣的。我們知道，linux操作系統(tǒng)每個(gè)進(jìn)程的地址空間都是獨(dú)立的，其實(shí)這里的獨(dú)立說得是物理空間上得獨(dú)立。那相同的虛擬地址，不同的物理地址，他們之間是怎樣聯(lián)系起來的呢？我們繼續(xù)探究…

　　在linux操作系統(tǒng)中，每個(gè)進(jìn)程都通過一個(gè)task_struct的結(jié)構(gòu)體描敘，每個(gè)進(jìn)程的地址空間都通過一個(gè)mm_struct描敘，c語言中的每個(gè)段空間都通過vm_area_struct表示，他們關(guān)系如下 :

　　當(dāng)運(yùn)行一個(gè)程序時(shí)，操作系統(tǒng)需要?jiǎng)?chuàng)建一個(gè)進(jìn)程，這個(gè)進(jìn)程和程序之間都干了些什么呢？

　　當(dāng)一個(gè)程序被執(zhí)行時(shí)，該程序的內(nèi)容必須被放到進(jìn)程的虛擬地址空間，對(duì)于可執(zhí)行程序的共享庫也是如此?？蓤?zhí)行程序并非真正讀到物理內(nèi)存中，而只是鏈接到進(jìn)程的虛擬內(nèi)存中。

　　當(dāng)一個(gè)可執(zhí)行程序映射到進(jìn)程虛擬地址空間時(shí)，一組vm_area_struct數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)將被產(chǎn)生。每個(gè)vm_area_struct數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)表示可執(zhí)行印象的一部分;是可執(zhí)行代碼，或是初始化的數(shù)據(jù)，以及未初始化的數(shù)據(jù)等。

　　linux操作系統(tǒng)是通過sys_exec對(duì)可執(zhí)行文件進(jìn)行映射以及讀取的，有如下幾步：

　　1.創(chuàng)建一組vm_area_struct

　　2.圈定一個(gè)虛擬用戶空間，將其起始結(jié)束地址(elf段中已設(shè)置好)保存到vm_start和vm_end中。

　　3.將磁盤file句柄保存在vm_file中

　　4.將對(duì)應(yīng)段在磁盤file中的偏移值(elf段中已設(shè)置好)保存在vm_pgoff中;

　　5.將操作該磁盤file的磁盤操作函數(shù)保存在vm_ops中

　　注意：這里沒有對(duì)應(yīng) 的頁目錄表項(xiàng)創(chuàng)建頁表，更不存在設(shè)置頁表項(xiàng)了。

　　假設(shè)現(xiàn)在程序中有一條指令需要讀取上面vm_start--vm_end之間的某內(nèi)容

　　例如:mov [0x08000011],%eax,那么將會(huì)執(zhí)行如下序列:

　　1.cpu依據(jù)CR3(current->pgd)找到0x08000011地址對(duì)應(yīng)的pgd[i],由于該pgd[i]內(nèi)容保持為初始化狀態(tài)即為0,導(dǎo)致cpu異常.

　　2.do_page_fault被調(diào)用，在該函數(shù)中，為pgd[i]在內(nèi)存中分配一個(gè)頁表，并讓該表項(xiàng)指向它，如下圖所示:

　　注意：這里i為0x08000011高10位，j為其中間10位，此時(shí)pt表項(xiàng)全部為0(pte[j]也為0);

　　3.為pte[j]分配一個(gè)真正的物理內(nèi)存頁面，依據(jù)vm_area_struct中的vm_file、vm_pgoff和vm_ops，調(diào)用filemap_nopage將磁盤file中vm_pgoff偏移處的內(nèi)容讀入到該物理頁面中，如下圖所示：

　　①。分配物理內(nèi)存頁面;

　?、凇拇疟P文件中將內(nèi)容讀取到物理內(nèi)存頁面中

　　從上面我們可以知道，在進(jìn)程創(chuàng)建的過程中，程序內(nèi)容被映射到進(jìn)程的虛擬內(nèi)存空間，為了讓一個(gè)很大的程序在有限的物理內(nèi)存空間運(yùn)行，我們可以把這個(gè)程序的開始部分先加載到物理內(nèi)存空間運(yùn)行，因?yàn)椴僮飨到y(tǒng)處理的是進(jìn)程的虛擬地址，如果在進(jìn)行虛擬到物理地址的轉(zhuǎn)換工程中，發(fā)現(xiàn)物理地址不存在時(shí)，這個(gè)時(shí)候就會(huì)發(fā)生缺頁異常(nopage)，接著操作系統(tǒng)就會(huì)把磁盤上還沒有加載到內(nèi)存中的數(shù)據(jù)加載到物理內(nèi)存中，對(duì)應(yīng)的進(jìn)程頁表進(jìn)行更新。也許你會(huì)問，如果此時(shí)物理內(nèi)存滿了，操作系統(tǒng)將如何處理？

　　下面我們看看linux操作系統(tǒng)是如何處理的：

　　如果一個(gè)進(jìn)程想將一個(gè)虛擬頁裝入物理內(nèi)存，而又沒有可使用的空閑物理頁，操作系統(tǒng)就必須淘汰物理內(nèi)存中的其他頁來為此頁騰出空間。

　　在linux操作系統(tǒng)中，物理頁的描敘如下：

　　struct mem_map

　　{

　　1.本頁使用計(jì)數(shù)，當(dāng)該頁被許多進(jìn)程共享時(shí)計(jì)數(shù)將大于1.

　　2.age描敘本頁的年齡，用來判斷該頁是否為淘汰或交換的好候選

　　3.map_nr描敘物理頁的頁幀號(hào)

　　}

　　如果從物理內(nèi)存中被淘汰的頁來自于一個(gè)映像或數(shù)據(jù)文件，并且還沒有被寫過，則該頁不必保存，它可以丟掉。如果有進(jìn)程在需要該頁時(shí)就可以把它從映像或數(shù)據(jù)文件中取回內(nèi)存。

　　然而，如果該頁被修改過，操作系統(tǒng)必須保留該頁的內(nèi)容以便晚些時(shí)候在被訪問。這種頁稱為"臟(dirty)頁"，當(dāng)它被從內(nèi)存中刪除時(shí)，將被保存在一個(gè)稱為交換文件的特殊文件中。

　　相對(duì)于處理器和物理內(nèi)存的速度，訪問交換文件要很長(zhǎng)時(shí)間，操作系統(tǒng)必須在將頁寫到磁盤以及再次使用時(shí)取回內(nèi)存的問題上花費(fèi)心機(jī)。

　　如果用來決定哪一頁被淘汰或交換的算法不夠高效的話，就可能出現(xiàn)稱為"抖動(dòng)"的情況。在這種情況下，頁面總是被寫到磁盤又讀回來，操作系統(tǒng)忙于此而不能進(jìn)行真正的工作。

　　linux使用"最近最少使用(Least Recently Used ,LRU)"頁面調(diào)度技巧來公平地選擇哪個(gè)頁可以從系統(tǒng)中刪除。這種設(shè)計(jì)系統(tǒng)中每個(gè)頁都有一個(gè)"年齡"，年齡隨頁面被訪問而改變。頁面被訪問越多它越年輕;被訪問越少越老。年老的頁是用于交換的最佳候選頁。