Linux地址空间

先来看一个现象：

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>int g_val = 0;int main()
{pid_t id = fork();if(id < 0){perror("fork");return 0;}else if(id == 0){ g_val=1;printf("child[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);}else{ printf("parent[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);}sleep(1);return 0;
}

输出：

 

很神奇，它们俩的g_val竟然是一样的地址，但是值不同，这是因为这里显示的是虚拟地址。

task_struct创建的时候会有一个地址空间，地址空间本质是内核中的一个结构体对象：

为了把虚拟地址转换为物理地址，会创建一个页表，我们所看到的是虚拟地址，页表根据虚拟地址找到物理地址（CPU中MMU工作）。

子进程创建的时候会把父进程的地址空间拷贝一份，因此子页表也是来自父进程的（浅拷贝），子进程想要更改父进程的数据，会对父进程造成影响，因此操作系统会重新开辟一块空间，拷贝这个要更改的数据，然后进行修改，子进程的页表映射的物理地址也更改成新的地址（写时拷贝，通过调整拷贝的时间顺序，达到节省空间的目的）。

子进程只有父进程页表中读权限，没有写权限。

如果父子进程不改变全局变量，那么会共享同一块空间，不会造成数据分离。

地址空间

地址空间本质是一个内核的struct结构体，内部有很多属性（mm_struct），这个结构体成员变量规定堆栈等区域的起始地址和终止地址。

当进程需要空间的时候会申请，便于减少浪费；页表里数据由可执行程序加载来的（平坦模式）。

1.进程看待物理内存有序

2.进程管理块和内存管理模块进行解耦合（中间层）

3.便于拦截非法请求，保护物理内存，比如越界，就是映射关系不存在

Linux内核进程调度O(1)轮转调度算法

每一个CPU都有一个一个runqueue队列用来进程调度：

其中，queue存放的就是进程的task_struct，但是只放在[100,139]刚好40个区域。在润queue中还有一个bitmap[5]位图，用来映射140个区域是否存在队列，1表示存在，0 表示不存在，操作系统根据对应的值来判断是否要执行。

进程调度O(1)算法：

每一个runqueue都有两个这样的结构体，一个是活跃进程，由*active指向；另一个是过期进程，由*expired指向。其中，活跃进程只出不进，过期进程只进不出，当活跃进程为空的时候，两指针指向交换。

当有新的进程时，会插入过期进程队列中，如果由进程优先级更改，当它的时间片执行完后会把它插入到过期队列，等待活跃进程清空，指针交换后，原先的过期进程队列就变成活跃进程队列了。