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一、复习C/C++的地址空间
我们已经学习过了C/C++的地址空间的知识了：
那么，这些地址就是内存吗？我们以前或许就认为这上面的什么栈区就是内存，其实不是的！接下来我们就来深入研究一下什么是内存
1、提出问题
我们学习了前面的知识之后，知道了父进程与子进程之间的种种关系，但是pid_t id=fork（）;创建子进程之后，父子进程被执行的顺序是不确定的，主要是看调度器来决定的
那么，我们在编译器或者linux中看到的地址就是所谓的内存吗？
我们来测试一下
points.c:
0 #include <sys/types.h>
1 #include <stdio.h>
2 #include <unistd.h>
3 int global_val = 100;
4 int main()
5 {
6 pid_t id = fork();
7 if(id<0)
8 {
9 printf("fork error\n");
10 return 1;
11 }
12 else if(id == 0)
13 {
14 int cnt = 0;
15 while(1)
16 {
17 printf("我是子进程?pid:%d,ppi:%d|global_val:%d,&global_val:%pn",getpid(),getppid(),global_val,&global_val);
18 sleep(1);
19 ++cnt;
20 if(cnt == 10)
21 {
22 global_val=300;
23 printf("子进程已经更改全局变量val了！\n");
24 }
25 }
26 }
27 else
28 {
29 while(1)
30 {
31 printf("我是父进程?pid:%d,ppi:%d|global_val:%d,&global_val:%pn",getpid(),getppid(),global_val,&global_val);
32 sleep(2);
33 }
34 }
35 return 0;
36 }
大家可以看到，上面的global_value的地址都是一样的。但是，子进程更改了value的值之后，父进程居然没有更改value的值，还是打印的100，而子进程打印的是300
由此可见，我们这里的value的地址不是物理地址，而是一个虚拟的地址，我们称之为虚拟地址。那么，我们以前学习的C/C++的指针，什么取地址（&），可见都是得到的虚拟地址。因为如果是物理地址，不存在一个地址对应两个值的情况
2、解答问题
根据上面的验证我们得出了结论，我们所看到的地址绝对不是物理地址，而是一种虚拟地址，也可以叫做线性地址/逻辑地址。我们把这种地址统称为虚拟地址空间
3、得出结论
1、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量
2、但地址值是一样的，说明，该地址绝对不是物理地址！
3、在Linux地址下，这种地址叫做虚拟地址
4、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
所以，==OS必须负责将虚拟地址转化成物理地址==
二、虚拟地址空间
1、感性认识
我们先来感性认识虚拟地址空间
进程概念：进程会认为自己是独占系统资源的，但是实际上并不是这样
举个小例子：大学生每个人都有自己的床铺，你睡觉时都在自己的床上，但是，室友可能在你睡觉的时候，把你移动到其他地方，当你要醒的时候再移动回床上。这个时候你就认为你一直在使用自己的床铺，但其实不是这样，自己的床铺可能被其他人使用（比如：坐在我的床上，或者躺在我的床上）
操作系统会给进程画一个大饼，告诉每一个进程：“我这里有16G（一般电脑一共就16G的内存）的内存，可以供你使用”。但是，操作系统绝对不会一下子把16G的内存全部给出去，因为操作系统要兼顾多个进程。每一个进程都可以向操作系统要全部的内存，但是操作系统可以拒绝。不过对于进程来说，就算被操作系统拒绝，也认为自己有使用全部内存的权力。所以，操作系统给每一个进程画的大饼（大饼：每一个进程有着全部内存的使用权力）就叫做
进程（虚拟）地址空间
2、“画大饼”
那么操作系统怎么“怎么画大饼”呢？
操作系统的记性一定要好，它要记得给每一个进程画的大饼是什么样的（多少内存，位置在哪里…），否则就算白画了
那么，画饼的本质就是构建一个蓝图——数据结构对象：
struct blueprint //struct 蓝图
{
char* who;
char* when;
char* target;
char* money;
//岗位
......
}
那么，不仅仅是进程要被管理，操作系统给进程画的大饼，也就是进程/虚拟地址空间也是要被管理的
所以，地址空间的本质就是：是内核的一种数据结构：mm_struct。这就可以通过管理mm_struct结构体从而管理地址空间
3、区域划分
知识点：
1、地址空间的基本空间大小是字节
2、x86也就是32位平台下，有2的32次方个地址
3、2的32次方 * 1字节 = 4GB空间大小
4、每一个字节都对应唯一的一个地址，这些地址都是虚拟地址（unsinged int （32bit））
这里可能有人回疑惑，那为什么上面的例子中，value的值不一样，但是地址一样呢？
我们下面回解释的
同理，对于区域的划分，我们也是通过一个结构体来表示的：
struct Destop
{
//进程A的区域
unsigned int processA_start;
unsigned int processA_end;
//进程B的区域
unsigned int processB_start;
unsigned int processB_end;
}
我们想要更改一个进程的区域直接更改start和end的范围就行了
struct Destop AB = {1,50,51,100};//从1开始
struct Destop fix1 = {1,45,55,100};//第一次改变
struct Destop fix2 = {1,30,31,100};//第二次改变
所以，我们实际上的地址空间的划分以及调整就是通过改变边界的大小，来达到地址空间的动态分配的目的
上面的A和B就算mm_struct结构体对象
由此可得，我们的虚拟地址区域划分也是这样的：
我们的栈区和堆区可以扩大缩小，本质上就算对heap/stack的start和end进行改变，达到扩大/缩小的目的
我们根据前面的知识知道，每一个进程创建都会生成对于的task_struct(进程控制块PCB)，这里面都会有2的32次方空间，里面包含该进程的Pid，ppid，属性，数据，优先级，进程状态等等，每个tast_struct都会对应一个mm_struct，也就是对应画一个大饼，而task_struct里面的指针指向对应的mm_struct
所以，我们这里就证明了C/C++的地址空间这种叫法是错误的，正确的叫法应该是进程/虚拟地址空间
三、进程地址空间与内存之间的关系
1、虚拟地址
通过上面的认识，我们知道了我们写的代码，监视窗口查看的地址等等内容都是虚拟地址。因为虚拟地址是连续的地址，所以又可以称为线性地址
举例：二维数组的地址是连续的，我们可以用两个for循环打印，也可以用一个for循环打印
2、物理地址
我们说的物理地址是经常与磁盘/内存产生联系的。数据从磁盘加载到内存以及从内存输出到磁盘的过程，我们称为IO，IO的单位是4KB，我们就把内存中4KB大小的空间看成一个page页。所以，内存4GB的空间可以分为4GB/4KB个page页。
这个时候我们可以把内存当成一个结构体数组，struct page mem[4GB/4KB],通过偏移量就能访问内存的所有page页，从而达到访问内存的所有数据
3、物理地址与虚拟地址的关系
虚拟地址实际上是需要存放在物理地址上面的某个位置的，从而产生某种关系。
而两者之间需要一种媒介来进行关联，这种媒介就叫做页表
页表是非常大的，一个页表要存放两个地址，要使得虚拟地址和物理地址对应起来，所以页表一共要2^32*8左右的空间
所以，虚拟地址会被页表映射到物理地址，从而完成操作。而我们只需要将数据/代码编译好保存到虚拟地址上面，至于页表映射等其他操作，都是操作系统来帮助我们完成的
4、多级映射
假设我们有两个进程，来看看逻辑图是怎么样的：
进程1和进程2同时执行时，是看不到物理内存的，只能够看到mm_struct虚拟地址空间，每一个mm_struct内部都有2^32个地址，但是操作系统是不允许任何一个进程占用完所有地址的
四、如何理解进程地址空间
1、为什么存在进程地址空间
为什么要有进程地址空间呢？我们之间访问物理内存不行吗？
1、保证安全性
如果我们直接访问物理内存，万一我们的进程出现了越界访问等违法操作是非常不安全的。而虚拟地址的越界访问，页表可以通过缺页中断来阻止我们的非法操作，相当于保护了物理内存
2、保证独立性
我们上面的例子中，value在父进程打印为100，但是子进程打印为300，这是为什么呢？
我们前面学到了，子进程被创建之后会继承父进程的数据和代码。那么也就是说，子进程的mm_struct和父进程的mm_struct所指向的页表的内容是一样的，都会通过页表与物理内存形成映射关系，这也就是为什么子进程父进程开始打印的时候value值都是一样的
答案就算子进程继承了父进程 的代码和数据，所有子进程的mm_struct也指向了父进程指向的页表内容
但是，子进程要改变global_value的值，由于进程具有独立性，一个进程改变变量不能影响其他进程的变量，所以一旦子进程要改变global_value
操作系统会将子进程的页表与物理内存直接的联系给断开，并且在物理内存的其他地方将原来的物理内存数据拷贝过来，在与子进程的页表进行映射联系，这种方法叫做写时拷贝
这样子就不用担心子进程改变变量影响到父进程了
所以，我们看到的父进程与子进程的value地址一样，但是值不一样。
这也就是进程的独立性
**进程=内核数据结构+进程对应的数据和代码**
内核数据结构是独立的，进程对应的数据和代码也是独立的，所以进程就算独立的
所以得出结论：
地址空间的存在，更加方便的进行进程和进程数据代码之间的解耦，保证了进程的独立性特征
3、保证统一性
在linux中，虚拟地址和逻辑地址是一样的
提问1：当我们写了一个程序在磁盘中，在未被加载到内存的时候，内部的函数和变量有地址吗？
肯定有的。当程序在编译链接的时候，磁盘中的程序就有了地址，这个地址被我们叫做逻辑地址
提问2：虚拟地址空间的规则只有操作系统遵守吗？
肯定不是的。不仅仅操作系统OS要遵守，编译器也要遵守。所以说，磁盘中的程序在编译器编译的时候，就是按照虚拟地址空间的规则来进行编址的！
图片分析：
图中的fun（）函数和main（）函数都要被保存，那么就要通过虚拟地址空间规则来进行编址。
在32位平台下进行编址。在编译的时候main（）函数中的fun（）函数会通过逻辑地址跳转到定义的fun（）函数（可通过反汇编查看）。当程序的代码加载到内存时，这个逻辑地址依然存在；也就是程序被加载到内存时，程序里面的变量和函数所使用的逻辑地址还存在。但是当我们程序加载到内存时，代码是数据，那么就一定要在物理内存中某个位置进行保存，这个时候，代码既有外部的物理地址，也有代码内部执行跳转等操作的逻辑地址，相当于代码有了两个地址！
我们的程序先被加载到了物理内存中，然后cpu通过程序内部函数的虚拟地址，先取到了main函数，然后把main函数的虚拟（逻辑）地址，通过页表映射找到物理内存中的main函数进行调度；然后main函数执行过程中跳转到fun（）函数，这个时候cpu就拿到了fun（）函数的虚拟（逻辑）地址，然后cpu再通过页表映射找到物理内存中的fun（）函数进行调度
所以cpu接触到的都是虚拟地址，不是物理地址
得出结论：
让进程以统一的视角，来看待进程对应的代码和数据等各个区域，方便编译器也是以统一的视角来进行编译代码。也就是指：编译器也是使用的虚拟地址空间规则，因为规定都是一样的，所以我们的代码编完就可以使用
4、简化内存管理
程序可以申请一块连续的1GB虚拟内存，而实际物理内存可能由多个不连续的4KB页组成
进程看到的是连续的虚拟地址空间，无需关心物理内存的碎片化分配
2、小结
1、保证安全性
如果我们直接访问物理内存，万一我们的进程出现了越界访问等违法操作是非常不安全的。而虚拟地址的越界访问，页表可以通过缺页中断来阻止我们的非法操作，相当于保护了物理内存
2、保证独立性
进程与进程之间共用共享内存，或者父子进程对同一份资源做修改等操作，发生写实拷贝等操作，使各个进程修改数据不会干扰其他进程
更加方便的进行进程和进程数据代码之间的解耦，保证了进程的独立性特征
3、保证统一性
让进程以统一的视角，来看待进程对应的代码和数据等各个区域，方便编译器也是以统一的视角来进行编译代码。也就是指：编译器也是使用的虚拟地址空间规则，因为规定都是一样的，所以我们的代码编完就可以使用
4、简化内存管理
程序可以申请一块连续的1GB虚拟内存，而实际物理内存可能由多个不连续的4KB页组成
进程看到的是连续的虚拟地址空间，无需关心物理内存的碎片化分配
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