怎么制作网站布局,株洲网站建设的公司,php网站模板开源,seo推广优化找stso88效果好Halo#xff0c;这里是Ppeua。平时主要更新C语言#xff0c;C#xff0c;数据结构算法…感兴趣就关注我吧#xff01;你定不会失望。 本篇导航 0. 数据在内存中的分布1. 虚拟地址与真实物理地址2. 进程地址空间2.1 进程地址空间概念2.2 进程-页表-内存 0. 数据在内…
Halo这里是Ppeua。平时主要更新C语言C数据结构算法…感兴趣就关注我吧你定不会失望。 本篇导航 0. 数据在内存中的分布1. 虚拟地址与真实物理地址2. 进程地址空间2.1 进程地址空间概念2.2 进程-页表-内存 0. 数据在内存中的分布
我们熟知的栈区堆区等在内存中的分布是怎样的呢
地址空间中有着这几样区域:
代码区字符常量区已初始化全局变量未初始化全局变量堆区栈区命令行参数内核空间
他们在内存中的分布是由上到下,满足下面这个模型. 代码区在低地址空间.地址从下往上增长. 堆区向上申请地址,栈区向下申请地址
我们可以来验证一下这个布局正确与否
#includestdlib.h
#includestdio.h
#includeunistd.h
int gval100;
int initgval100;
int uninitgval;
int main()
{printf(code address :%p\n,main);const char* strhhhhh;printf(str address : %p\n,str);int a0;int b0;int c0;static int sta0;printf(initgval:%p\n,initgval);printf(uninitgval:%p\n,uninitgval);printf(static:%p\n,sta);printf(stack address:%p\n,a);printf(stack address:%p\n,b);printf(stack address:%p\n,c);int* heapadd1(int*)malloc(100);int* heapadd2(int*)malloc(100);printf(stack address:%p\n,heapadd1);printf(stack address:%p\n,heapadd2);printf(heap address:%p\n,heapadd1);printf(heap address:%p\n,heapadd2);return 0;
}我们使用main函数地址来表示代码区,const char* str代表字符常量区.最后发现 大部分和我们之前所说一致.
我们可以发现static修饰的变量为什么能在函数结束时被保存下来呢?因为其存放在了全局变量去,
但栈似乎并不是往下增长的.这是由于操作系统的操作导致的,不同的操作系统可能测试出来的结果并不相同.但内存分布是相同的.
1. 虚拟地址与真实物理地址
我们使用fork函数创建一个子进程,在子进程中改变与父进程同名的变量.父进程中该变量会被改变嘛?
#includestdlib.h
#includestdio.h
#includeunistd.h
int main()
{int val100;pid_t id fork();if(id0){val99;printf(i am a childre process val is: %d address is %p\n,val,val);sleep(1);}elseprintf(i am a father process val is: %d address is %p\n,val,val);return 0;
}编译执行会出现下面的结果 我们可以发现 子进程将val变量值更改了,而父进程却不受影响.但他们两个指向的是同一个地址空间.
相同的地址空间怎会存储两个不一样的值呢? 他们使用的都是虚拟地址空间,而虚拟空间与真实地址空间中存在映射关系.
2. 进程地址空间 每个进程都会拥有一个这样的内存分布页表.
上面的情况是:子进程复制了父进程的页表与内存分布.其中子进程的页表与父进程的页表虚拟地址真实地址都相同.当向一个共享的变量写入数据时,会发生写时拷贝.在内存中重新给子进程申请一片空间,在这里进行写入.但是虚拟地址不变,只是改变了虚拟地址与物理地址的映射关系.
重新开辟空间这一操作,对于左边的虚拟地址,或者说对于进程来说是不可知的.这满足了软件中的解耦合设计.左边的进程管理只需要管理好进程,不需要去操作内存.
2.1 进程地址空间概念
在PCB中也即在Task_Struct中会存在一段mem结构体指针.mem结构体中存了每个区域(代码、堆区…)的起始与终止位置
对线性空间进行区域划分.
我们来看看Linux内核2.6.1中关于这段的具体描述
struct mm_struct{ }
每一个段区域中每个最小单位都有自己的地址可以 供进程直接使用
这样做可以让进程以相同的方式看待内存不必去管内存中哪里为空当下需要将数据放到哪里.只需要管好自己的内存分布即可.
我们之前如果想要去修改一个常量区的字符,或者指针越界访问,操作系统会抛出警告.那么这是如何做到的呢?
通过页表.页表中有一个标志位,可以标志当前存入的数据的属性.当我们通过页表去访问内存时,操作系统会去检查本次操作是否合法.进而保护物理内存
每个进程是完全独立的,每个进程都认为自己拥有了所有的内存.进程需要使用内存时通过操作系统向内存模块进行申请.这样的设计让内存模块与进程模块实现了解耦合
**进程PCB中具有几个属性描述了当前内存分布以及页表所在的空间.当进程被放在CPU上时,会将这些信息提供给CPU.反之,从内存中拿下时,也会将这些信息带走.**所以每个进程间都是互相独立的.
2.2 进程-页表-内存 我们平常玩游戏,一个游戏的大小大多时候是远大于我们的内存的.显然不可能一次性将全部的内容加载到内存当中.那么我们怎么保证当前进程所访问的内容在使用时一定存在呢? 操作系统对大文件以一种惰性加载的方式实现分批加载
进程通常假设自己要使用的资源已经全部加入到内存当中.(解耦合暗示了是否加载到真实的物理地址中进程并不关心),之后为这些资源分配虚拟的地址空间.
当进程访问这些虚拟的地址空间时,操作系统会检查虚拟空间对应的物理内存是否存在? 若不存在则发生却缺页中断,该进程被挂起.此时CPU向内存管理模块去申请对应的资源.待准备完毕再反馈给进程
所以现代操作系统不做任何浪费空间和时间的事情
