深入理解 Linux 进程地址空间

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一、引入例子

请你站在操作系统的进程地址空间的角度，解释一下这段代码为什么会报错？

char *str = "hello world";
*str = H;

从操作系统 进程地址空间 的角度出发，这段代码会报错的根本原因是：你尝试修改一段位于只读内存区域的字符串字面量，从而触发了段错误（Segmentation Fault）。

1. 代码分析

char *str = "hello world";

• 把字符串字面量 "hello world" 的地址赋给了指针 str。
• 注意：字符串字面量是存放在只读的代码段（文字常量区）中的。

*str = H;

• 等价于 str[0] = H;，你试图修改只读区域的内容。
• 这是未定义行为，在大多数操作系统中，会导致段错误（Segmentation Fault）。

2. 从进程地址空间的角度解释

操作系统为每个运行的程序分配一个 虚拟地址空间，大致分为以下几部分：

+------------------------+ ← 高地址
|     栈区（stack）       |
+------------------------+
|      空闲空间/guard     |
+------------------------+
|     堆区（heap）        |
+------------------------+
|   共享库（.so/.dll）     |
+------------------------+
| 代码段 / 常量区(.text/.rodata) |
+------------------------+
|     数据段（.data）      |
|  BSS段（.bss）          |
+------------------------+ ← 低地址

• "hello world" 是字符串字面量，只存在于 只读数据段（.rodata） 或合并在代码段中。
• 指针 str 指向的是这段只读内存。
• 当你执行 *str = H;，试图写入只读段，操作系统会检测到非法写访问，从而触发Segmentation Fault（段错误）。

3. 正确的写法

如果你想修改字符串内容，应该分配可写的内存，例如：

char str[] = "hello world";  // 分配在栈区，可写
str[0] = 'H';                // 合法

这里，str 是一个数组，字符串内容被复制到了栈上的可写内存中，修改是安全的。

二、如何看待页表

页表是虚拟地址到物理地址映射的核心数据结构，同时还记录着每一页的访问权限。

1. 页表在做什么？

如下图所示：

当你的程序运行时，看到的是一套虚拟地址空间。实际的内存访问，是由 CPU + 操作系统完成的地址转换：

• CPU 使用虚拟地址（virtual address）访问内存；
• 操作系统维护页表（Page Table），把虚拟地址映射到物理地址；
• 页表也记录每一页是否是：
  • 可读（R）
  • 可写（W）
  • 可执行（X）
  • 用户态/内核态（U/S）
    所以，页表的作用不仅是地址映射，还有访问权限控制。

三、进程地址空间上的结构

如下图所示：

[虚拟地址空间]↓ 通过页表映射
[页表 Entry] ──→ [物理页框（Page Frame）]↓每个页框对应一个 struct page 结构↓页面调度时可与磁盘上的页帧 (swap/page file) 建立对应关系

1. 页框和页帧

页框（Page Frame）

• 是物理内存中的 一页大小的块（通常是 4KB），即 物理页。
• 是页表映射的目标。
• 在 Linux 中，页框有唯一编号 PFN（Page Frame Number），页表记录的就是 PFN。

struct page（Linux 内核结构体）

• 每个物理页框都由内核用一个 struct page 来表示和管理。
• 它包含的信息有：引用计数、标志位、页链表、所属进程/文件、是否换出等。

内核可以通过 PFN ↔ struct page \* 相互转换

磁盘上的页帧（Swap/Page File）

• 当物理内存不够时，页被换出（Swap Out）到磁盘的页文件区域。
• 每个页在磁盘上也以 4KB 为单位存储，称为磁盘页帧。
• 页表中的条目会标记页在磁盘中，而不是 RAM。

如图所示：

2. 虚拟地址到物理地址怎么转换的呢？

以 32 位系统、4KB 页大小为例：

• 虚拟地址为 32 位（如：0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000）

• 页大小为：4KB = 2¹² → 页内偏移为 12 位

页表层级：二级页表结构

• 页目录（Page Directory）：前 10 位
• 页表（Page Table）：中间 10 位
• 页内偏移（Page Offset）：后 12 位

虚拟地址分段（共 32 位）

段名	位数	用途
页目录索引 PD	10	定位页目录中的第几个表项
页表索引 PT	10	定位页表中的第几个表项
页内偏移 Offset	12	页面内的具体字节偏移（最多 4KB）

例如：

虚拟地址： 0xCAFEBABE = 1100 1010 1111 1110 1011 1010 1011 1110
分段：[1100101011] [1111101011] [101010111110]↑ 10bit      ↑10bit         ↑12bit页目录索引    页表索引        页内偏移

转换过程如下所示：

• 假设虚拟地址： 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000
• 页目录以虚拟地址中的前 10 个比特位为索引（$2^{10}$）
• 页表项以虚拟地址的中间 10 个比特位为索引（$2^{10}$）
• 此时页表项中的某一个条目指向物理内存的某一页，即指定页框的起始物理地址。
• 而虚拟地址还剩下最后 12 个比特位，刚好和我们对应的页框或页帧的大小是等价的（4kb），可以把这低 12 位作为页内便偏移量。
• 最后直接用【指定页框的起始物理地址】+【$2^{12}$ 偏移量】就直接在一个页内找到了某一个物理地址。

如下图所示：

所以详细描述如下：

• 步骤 1️⃣：从 CR3 寄存器拿到页目录的基地址（Page Directory Base）
• 步骤 2️⃣：根据 页目录索引 查找页目录项
• 步骤 3️⃣：从该目录项中拿到页表的物理地址
• 步骤 4️⃣：根据 页表索引 查找页表项
• 步骤 5️⃣：从该页表项中拿到 页框的物理地址
• 步骤 6️⃣：页框起始物理地址 + 页内偏移（12位） → 得到最终物理地址

为什么我们页表的大小就叫做 4 KB？

• 因为一个页的大小 4 KB 它的偏移量最大就是 $2^{12}$。所以刚好就能配上我们对应的这里的虚拟地址，最后的12位。

总结虚拟地址到物理地址的转换过程：

• 通过虚拟地址的前10位找到页目录项，接着用中间10位找到页表项，页表项中存的是物理页框的起始地址，最后加上虚拟地址的低12位作为页内偏移，得到最终的物理地址。
• 公式：物理地址 = 页表项中的页框起始地址 + 虚拟地址低12位

整个过程靠的是 页目录 + 页表 + 页内偏移 的组合完成映射。

四、虚拟地址到物理地址的转换

虚拟地址转换成物理地址，不是简单地一刀切成几段硬凑起来，而是经过设计精巧、逻辑严密的三级结构化过程：

第一步：虚拟地址拆分为 10 - 10 - 12 三段

• 前 10 位：页目录索引（Page Directory Index）
• 中间 10 位：页表索引（Page Table Index）
• 后 12 位：页内偏移（Page Offset）

这个拆分不是随便定的，是由页表结构设计决定的。

第二步：逐级查找映射关系

• 先用前 10 位 去页目录中查页目录项，拿到 页表的物理地址
• 再用中间 10 位 去页表中查页表项，拿到 物理页框（4KB）的起始物理地址
• 最后用后 12 位，作为页内偏移，加在这个页框的地址上，得到 最终的物理地址

第三步：为什么偏移是 12 位？

• 因为页的大小是 4KB = 2¹² 字节
• 所以页内偏移天然就是 12 位，正好匹配虚拟地址的最后 12 位
• 这不是凑巧，而是 体系结构（比如x86）在设计页表时就规定好的粒度

如图所示：

总结一句话：

• 虚拟地址不是直接转成物理地址，而是通过拆成三级结构（页目录索引、页表索引、页内偏移），逐级查表、逐级映射，最终通过页框地址 + 偏移量精确定位到物理地址。

五、伙伴系统

Linux 内核中，物理内存是用 struct page {} 来描述的，而这些 struct page 所表示的物理页框，是由 伙伴系统（Buddy System） 来管理分配的。

定义：伙伴系统是一种 高效的物理页框分配算法，适用于 可变大小的内存块管理，特别是内核中 连续页框（物理内存） 的分配。

1. 基本工作原理：

1️⃣ 内存按 2 的幂次划分：

• 比如：1 页、2 页、4 页、8 页……一直到最大块（通常为 2¹⁰ 页 = 1024 页）
• 每个大小级别称为一个 “阶”（order），order = log₂(页数)

2️⃣ 每个阶都有一个空闲页块链表

• 比如 free_area[0] 代表 1 页大小的空闲块列表
• free_area[3] 代表 8 页大小的空闲块列表

3️⃣ 分配时从最小足够阶中取块

• 如果要分配 4 页，优先从 order = 2 里取（2²=4）
• 如果没有，就在更高阶里拆分一个更大的块，分成两个 “伙伴”

4️⃣ 释放时尝试与“伙伴”合并

• 若两个伙伴都是空闲，就合并成一个更大块
• 合并过程递归进行，形成更高阶空闲块

2. 与 struct page 的关系

每个物理页框在 Linux 内核中都有一个 struct page 结构描述，在伙伴系统中，这些页框之间的组织方式如下：

信息字段	用途
struct list_head	链接到对应阶的 free_area 链表
unsigned long flags	标志：是否空闲、是否是块头等
unsigned int _mapcount	页映射计数
unsigned int order	当前页块属于哪个阶（只有块头页设置）

只有块头页（buddy block head）才存 order，其他页不会记录这些信息。

3. 为什么 Linux 需要伙伴系统？

• 高性能：分配/释放操作复杂度为 O(log n)
• 支持合并：可以减少碎片
• 内核需求特殊：部分内核结构必须使用物理连续内存（如 DMA、页表本身、hugepage）

4. 例子：分配 6 页内存

1️⃣ 最小的能满足 6 页的是 order=3（2³=8 页）

2️⃣ 如果没有空闲的 order=3 块：

• 去 order=4 拿一个 16 页块
• 拆成两个 8 页块，返回一个，另一个放回 order=3

3️⃣ 返回一个 8 页块给你，标记前 6 页用于分配，后 2 页可能浪费或切分再用

5. 总结

伙伴系统是 Linux 内核中用来管理 struct page{} 所表示的物理页框的核心算法，它通过将内存划分为 2 的幂次大小的块，并支持快速合并与拆分，实现高效、低碎片的页框分配。

六、从 CPU 到磁盘的虚拟内存访问全过程

1. 【CPU】：发起指令访问虚拟地址

CPU 执行某条指令，比如访问一个变量 x，这个变量在程序中是一个 虚拟地址（Virtual Address）。

CPU 不会直接看到物理地址，它只能看到虚拟地址空间。

2. 【task_struct】：表示当前运行的进程

操作系统为每个进程维护一个 struct task_struct，它是进程控制块 PCB。

其中包含一个指向 虚拟内存描述符的指针：

struct task_struct {...struct mm_struct *mm;  // 当前进程的虚拟地址空间...
};

3. 【mm_struct】：进程的虚拟内存空间描述

mm_struct 结构体中，包含整个用户态的虚拟地址空间布局：

区域	说明
代码段（text）	程序指令
数据段（data）	全局/静态变量
堆（heap）	malloc 等动态分配区域
栈（stack）	函数调用栈
mmap 区域	文件映射 / 共享内存

关键字段：

struct mm_struct {pgd_t *pgd;   // 页目录指针（顶层页表）...
};

4. 【页表】：虚拟地址三段拆分

虚拟地址被拆分为三部分：

名称	位数	含义
页目录索引（PD）	10	定位页目录项
页表索引（PT）	10	定位页表项
页内偏移（Offset）	12	页内具体字节位置（4KB页）

转换步骤：

• 从 CR3 寄存器 拿到当前进程页目录的起始地址（pgd）。
• PD 索引 → 查页目录项 → 拿到页表地址。
• PT 索引 → 查页表项 → 拿到页框（Page Frame）物理地址。
• 页内偏移 → 加到页框地址 → 得到最终物理地址。

5. 【物理内存】：页框 + struct page + 伙伴系统管理

每一个页表项所指向的物理页框（Page Frame）大小为 4KB，它：

• 对应实际的 RAM 空间
• 被内核用一个 struct page 来抽象描述
• 页框编号称为 PFN（Page Frame Number）

管理机制：伙伴系统（Buddy System）

• 内存按 2ⁿ 页组织为阶（order）
• 分配时从最小满足阶取，支持合并和拆分
• 管理的就是这些页框的分配与回收

6. 【磁盘】：页面换出 / 页帧（Swap）

当物理内存不足，或者页面长时间未访问时：

• 内核会将某些物理页框的内容写入磁盘的交换空间（Swap）
• 被换出的页，在页表中会打上 “not present” 标记，并记录磁盘上的页帧位置
• 下次访问该虚拟地址时，会触发缺页中断（Page Fault）
  • 内核从磁盘中读取该页，重新加载进物理页框
  • 更新页表映射