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【Linux】探索Linux虚拟地址空间及其管理机制

news 2025/8/17 15:08:58

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进程状态与优先级

Linux操作系统的虚拟地址空间在内存管理中起着核心作用，它通过虚拟内存机制有效地隔离进程，优化资源利用，并提高系统的稳定性与安全性。本文将简要探讨Linux虚拟地址空间的结构与管理机制，帮助读者理解虚拟地址到物理地址的映射以及内存管理的关键技术。
程序地址空间

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文章目录

一、程序地址空间
二、Fork遗留问题
- 【第一个问题】：同一个变量同时接收多个返回值
- 【第二个问题】：相同地址存储不同数值
- 总结结论
三、进程地址空间
- 3.1 地址空间
- 3.2 地址空间区域划分
- 3.3 进程地址空间
- 3.4 如何理解进程地址空间
- 3.5 为什么要有地址空间
- 【第一个理由】：虚拟地址空间与页表的重要性
- 【第二个理由：进程与内存管理模块解耦】
- 【第三个理由：拦截非法请求对物理内存进行保护】
四、页表和写时拷贝
- 4.1 操作系统如何处理错误
- 4.2 如何理解虚拟地址
- 4.3 正式解决遗留问题

一、程序地址空间

【内存管理相关文章】：

C语言内存管理基础:C语言内存管理基础
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内存区域相关作用：

栈又叫堆栈:非静态局部变量、函数参数、返回值等等，栈是向下增长的
内存映射段时高效的I/O映射方式，用于装载一个共享的动态内存库，用户可以使用系统接口创建共享共享内存，做进程间通信
堆用于程序运行时动态内存分配，堆时可以上增长的
数据段:存储全局数据和静态数据
代码段:可执行的代码、只读常量

二、Fork遗留问题

【第一个问题】：同一个变量同时接收多个返回值

主要是由于进程具有独立性，父子进程最初是独立的拷贝，但是存储的初始值相同。两个进程此时运行在不同的内存空间中，变量之间不再共享。

#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){ //childprintf("child[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);}else{ //parentprintf("parent[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);}sleep(1);
return 0;
}

输出结果:

parent[2995]: 0 : 0x80497d8
child[2995]: 0 : 0x80497d8

从输出结果上来看:父子进程使用该变量地址空间是一样的，为什么会说两个进程此时运行在不同的内存空间中，变量之间不再共享呢？

【第二个问题】：相同地址存储不同数值

#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){ //child,子进程肯定先跑完，也就是子进程先修改，完成之后，父进程再读取g_val=100;printf("child[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);}else{ //parentsleep(3);printf("parent[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);}sleep(1);
return 0;
}

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输出结果:

parent[3046]: 100 : 0x80497d8
child[3045]: 0 : 0x80497d8

从输出结果上来看，问题在于：父子进程输出地址是一致的，但是变量内容不一样。

我们知道一个工位只能占一个人，意味着同一个物理地址绝对不能存储两个数值，所有我们得出一个结论，这些打印出来的地址绝对不是物理空间，而是虚拟空间。

总结结论

变量内容不一样,所以父子进程输出的变量绝对不是同一个变
但地址值是一样的，说明，该地址绝对不是物理地址！
在Linux地址下，这种地址叫做虚拟地址
我们在用C/C++语言所看到的地址，全部都是虚拟地址！物理地址，用户一概看不到，由OS统一管理OS必须负责将虚拟地址转化成物理地址。

三、进程地址空间

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当我们学习内存管理时，理解语言层面上的线性地址至关重要。所谓线性地址，并不是直接对应物理内存，而是操作系统通过虚拟地址机制为进程提供的一种连续、统一的访问视图。每个进程拥有独立的虚拟地址空间，它是进程控制块（PCB）的一部分，系统通过页表将虚拟地址映射到实际的物理内存。

由于 PCB 是操作系统管理进程的核心数据结构，必须始终可访问，因此它被存储在物理内存的特定区域，而不是普通用户进程的虚拟空间中。

全局变量等初始化数据虽然在程序中表现为连续的内存地址，其实也是通过虚拟地址提供的线性访问方式。
当使用 fork 创建子进程时，系统会复制父进程的虚拟地址空间。但在实际物理内存层面，并不会立即复制所有数据，而是采用**写时拷贝（Copy-On-Write）**机制：只有在子进程尝试修改数据时，才为其分配新的物理内存，并更新页表以指向新的地址，从而确保父进程的地址空间不被影响。

通过这一机制，父子进程既能运行在独立的虚拟地址空间中，又能高效共享未修改的物理数据资源，实现性能与隔离性的平衡。

3.1 地址空间

在 32 位和 64 位系统中，地址空间的范围是不同的。为了统一演示，以下内容将以 32 位系统为例进行讲解。

在 32 位系统中，地址空间的范围为 [0, 2^32)，即从 0 到 2 的 32 次方减 1，总共可表示 4GB 的地址空间。这意味着 CPU 最多可以寻址 4GB 的内存空间。

在这样的架构下，地址总线和数据总线通常都是 32 位。
其中，地址总线负责向内存传递“我要访问哪个地址”的信息，它通过 高低电平信号（1 表示高电平，0 表示低电平） 来编码地址。内存接收到这些信号后，会识别所需地址，并将该地址对应的数据通过数据总线，以相同的方式传回给 CPU。

这一过程是 CPU 与内存之间进行数据交换的基础，也是理解底层内存访问的重要起点。

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3.2 地址空间区域划分

【场景】：假设一张桌子长 100cm，小胖和小美坐在两边。由于小胖经常骚扰小美，于是他们在桌子中间画了一条“三八线”，各占 50cm 的空间。

这就像他们将地址空间划分为两部分，各自拥有独立的使用区域。从结构上来看，这种划分方式就像地址空间的物理分段——虽然整体是一块连续的资源，但通过约定，形成了逻辑上的独立区域，互不干扰。

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地址空间的区域划分，实际上是通过结构体中的 start 和 end 成员来实现的。每个区域由这两个边界值定义，其大小和位置的变化，本质上就是修改结构体中 start 和 end 的值。

我们在关注地址空间范围的同时，更要理解：在这段连续的空间中，每一个最小单位（通常是一个字节）都有唯一的地址，而且这个地址是可以被直接访问和使用的。

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3.3 进程地址空间

所谓进程地址空间，本质上是对进程在内存中可见区域的抽象与描述。它由操作系统通过一系列区域划分（如代码段、数据段、堆、栈等）进行管理，这些区域通常由 start 和 end 两个边界标识。

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进程地址空间其实就是一个内核级的数据结构，类似于进程控制块（PCB）。它不仅描述了一个进程的内存使用范围，也为系统管理进程资源提供了组织依据——先描述，再管理。

每个进程都拥有自己独立的地址空间，而 PCB 中则包含一个指向该地址空间的指针，从而实现操作系统对进程内存的统一管理和调度。

3.4 如何理解进程地址空间

【场景】:可以把操作系统比作一个拥有 10 亿资产的大富翁，而它有四个彼此不知情的“私生子”（即四个进程）。每个进程都被告知：“这 10 亿都是你的，将来全部留给你。” 于是每个进程都相信自己是唯一的继承人，拥有完整的资源。

实际上，操作系统只是给每个进程画了一个“看起来拥有 10 亿的饼”（也就是一个独立的进程地址空间），每个进程都认为自己独占了整块内存空间。

但真实的情况是，只有当进程真正“花钱”（即访问或使用某段内存）时，操作系统才会分配对应的物理资源。这就是虚拟内存管理的基本思想 —— 看起来每个进程都拥有整个世界，实际上只按需分配内存资源。

3.5 为什么要有地址空间

在没有 虚拟地址空间 的情况下，可执行程序需要直接加载到 物理内存 中。这意味着操作系统需要在特定位置为程序的代码和数据分配内存，并通过 进程控制块（PCB） 来记录这些位置。这种方式较为混乱，尤其是当多个进程加载时，每个进程的代码和数据可能会交错在物理内存中，导致内存管理变得复杂，难以统一调整。

直接使用 物理地址 的方式对于进程来说是高风险的，可能会导致 访问越界、误修改其他进程的数据和代码等问题。实际的物理内存中，代码区、数据区、堆区、共享区、命令行参数和 环境变量 可能会被杂乱地存储在内存的不同位置，增加了管理的难度。

【第一个理由】：虚拟地址空间与页表的重要性

虚拟地址空间 和页表的引入可以将这些混乱的物理内存区域变得有序，进程可以以一致的 虚拟地址 视图来访问自己的代码、数据和堆栈区域。操作系统将 虚拟地址 映射到 物理地址，进程不需要关心数据的实际存储位置，而是可以以线性方式访问所有内存区域。

【第二个理由：进程与内存管理模块解耦】

当进程申请 堆内存 时，操作系统不需要立即为其分配 物理内存。因为堆内存不一定会马上使用，如果一开始就为其分配物理内存，可能导致内存浪费。通过 虚拟地址空间，操作系统可以先为进程分配 虚拟地址，而在实际使用内存时再进行 物理内存 分配。这种方式提高了内存的利用率，避免了在进程尚未使用内存时就占用实际物理资源。

这样，虚拟内存 不仅优化了内存的使用效率，还使得进程与内存的管理更加灵活和安全。

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从进程的角度来看，当你申请内存时，实际上你只需要在 虚拟地址空间 上进行申请就可以了。什么叫做在虚拟地址空间上申请呢？就是说，只要你在虚拟地址空间中发出申请，并且该虚拟地址有对应的页表条目，就可以继续进行操作。至于物理内存的具体位置，右侧的映射可以暂时不填。当你真正需要使用内存时，操作系统会根据需求为你分配物理内存。

【第三个理由：拦截非法请求对物理内存进行保护】

当进程试图访问越界的内存时，操作系统会检查访问请求。如果该虚拟地址没有有效的映射关系（即没有相应的物理内存），操作系统会 拦截请求。这样，进程就无法访问未经授权的内存区域，防止了非法的内存写入，从而保护了其他进程的数据不被影响。

四、页表和写时拷贝

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你只需要知道，CPU 内部有一个 内存管理单元（MMU），它能够帮助 CPU 直接找到当前进程的虚拟地址对应的物理地址。进程的页表中包含了很多标记位，这些标记位用于表示在物理内存中的 rwx（读、写、执行）权限。

如果某个内存页不在物理内存中，这意味着该代码或数据已经被换出到外部存储（如硬盘）上。此时，操作系统会使用相关的 换入换出列表，来支持对内存页的挂起与恢复，确保程序可以在需要时访问到正确的数据。

【问题】：字符常量区不能被修改

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字符常量区之所以不能被修改，是因为页表对内存进行映射，并且在其中进行 权限管理。如果你没有相应的执行（x）权限，尝试对该区域进行写操作时，操作系统会立即 终止进程，并且阻止任何进一步的转换。也就是说，进程在崩溃时，实际上并没有成功地将任何数据写入物理内存，这也是为什么在 Linux 或 Windows 中，程序崩溃不会影响其他进程或操作系统，因为它们没有执行写操作。