本节目录
- 1.如何理解区域划分
- 2.为什么一个变量可以存储两个不同的值？
- 3.深入理解虚拟地址空间
- 为什么要有地址空间？
- 4.理解什么是挂起？
1.虚拟地址空间究竟是什么？
2.映射关系的维护是谁做的？
1.如何理解区域划分
所谓的区域划分，本质是在一个范围里定义start和end。
struct destop
{
int start;
int end;
};
struct destop one = { 1, 50 };
struct destop two = { 51, 100 };
虚拟地址空间是一种内核数据结构，它里面至少要有对各个区域的划分。
struct addr_room
{
int code_start;
int code_end;
int init_start;
int init_end;
int uninit_start;
int uninit_end;
int heap_start;
int heap_end;
int stack_start;
int stack_end;
//... 其他的属性
};
地址空间和页表（用户级）是每个进程都私有一份。（页表是一种数据结构，它内部有映射关系，也有权限的管理，+MMU）
只要保证每一个进程的页表映射的是物理内存的不同区域，就能做到进程之间不会互相干扰，进而保证进程的独立性。
2.为什么一个变量可以存储两个不同的值？
首先我们观察下面一段代码：
1 #include <stdio.h>
2 #include <unistd.h>
3 #include <stdlib.h>
4
5 int g_val = 0;
6 int main()
7 {
8 pid_t id = fork();
9 if(id <0)
10 {
11 perror("fork");
12 return 0;
13 }
14 else if(id == 0)
15 {
16 printf("child[%d]:%d,%p\n",getpid(),g_val,&g_val);
17 }
18 else
19 {
20 printf("parent[%d]:%d,%p\n",getpid(),g_val,&g_val);
21 }
22 return 0;
23 }
运行结果：
[jyf@VM-12-14-centos lesson9]$ ./a.out
parent[4479]:0,0x601050
child[4480]:0,0x601050
我们发现变量值和变量地址是一模一样的，很好理解呀，因为子进程是以父进程为模板，父进程并没有对变量值做任何修改。
我们在将代码进行修改：
1 #include <stdio.h>
2 #include <unistd.h>
3 #include <stdlib.h>
4
5 int g_val = 0;
6 int main()
7 {
8 pid_t id = fork();
9 if(id <0)
10 {
11 perror("fork");
12 return 0;
13 }
14 else if(id == 0)
15 { //子进程肯定先跑完，也就是子进程先修改，完成之后，父进程在读取
16 g_val = 100;
17 printf("child[%d]:%d,%p\n",getpid(),g_val,&g_val);
18 }
19 else //parent
20 {
21 sleep(3);
22 printf("parent[%d]:%d,%p\n",getpid(),g_val,&g_val);
23 }
24 sleep(1);
25 return 0;
26 }
运行结果：
[jyf@VM-12-14-centos lesson9]$ ./a.out
child[6691]:100,0x601058
parent[6690]:0,0x601058
我们发现父子进程，输出的变量地址是一样的，但变量的值不同。
一个变量可以存储两个不同的值吗？答案是否定的。输出的变量值不同说明它们绝对不是同一个变量，但输出的地址相同，说明它们不是物理地址，在Linux环境下，它叫做虚拟地址，我们在C/C++下，看到的都是虚拟地址，物理地址用户一概看不到，由OS统一管理，将虚拟地址映射成物理地址。进程地址空间是一种内核的数据结构，每一个进程都私有一份进程地址空间和页表，只要保证进程虚拟地址通过页表映射的是物理内存的不同区域，就能做到进程之间不会互相干扰，保证进程的独立性。所以父子进程的g_val的虚拟地址是一样的，当子进程修改g_val的值，通过页表映射到物理内存的不同区域，就出现了类似一个变量内存储两个不同的值的现象。
如此pid_t id = fork(); 中的id值为什么可以有两个返回值相信大家都能理解了。
3.深入理解虚拟地址空间
一些Linux指令：readelf -s 可执行文件, 用于查看可执行程序中的符号表。
objdump -f 可执行文件，用于查看可执行程序中文件头相关信息，一个反汇编工具。
[jyf@VM-12-14-centos lesson9]$ objdump -f a.out
a.out: file format elf64-x86-64
architecture: i386:x86-64, flags 0x00000112:
EXEC_P, HAS_SYMS, D_PAGED
start address 0x0000000000400560
当我们的程序通过编译形成可执行程序的时候，，还没有加载到内存的时候，请问我们程序的内部有地址吗？
可执行程序在编译的时候，内部其实就已经有地址了。
地址空间不要仅仅理解为OS要遵守的，编译器也要遵守。即编译器在编译代码的时候，就已经给我们形成了各个区域，代码区，数据区等等，并且，采用Linux一样的编制方式，给每一个变量，每一个代码都进行了编址，故，程序在编译的时候，每一个字段早已经具有了一个虚拟地址！！！
程序内部的地址，依旧用的是编译器编译好的虚拟地址，当程序加载到内存的时候，每行代码，每个变量便具有了一个外部的物理地址。
所以CPU读取到指令的时候，指令内部的地址是虚拟地址。可见，每一个变量，每一个函数都有地址，编译器给的，同样它们也一定被加载到物理内存中。
为什么要有地址空间？
1.凡是非法访问或者映射，OS都会识别到，并终止这个进程。这样可以做到有效保护内存。
我们知道地址空间和页表都是OS创建并维护的，是不是就意味着凡是使用地址空间和页表进行映射，也一定要在OS的监管之下进行访问，也便保护了物理内存中的所有合法数据，包括各个进程，以及内核的相关有效数据。
2.因为有地址空间和页表的存在，是不是我们的物理内存可以对未来的数据进行任意位置的加载？
当然可以。
这样物理内存的分配和进程的管理就可以做到没有关系，这样内存管理模块和进程管理模块就完成了解耦合。
从这我们可知，空间配置器配置的地址是虚拟地址，我们在C/C++中new/malloc申请空间的时候，本质是在虚拟地址空间进行申请。
如果我申请了物理空间，但我不立马使用，是不是空间的浪费呢？是的。
本质上，因为地址空间的存在，所以上层申请空间，其实是在地址空间上进行申请，物理内存甚至一个字节都不给你！！！而当你真正进行物理地址空间的访问的时候，才执行内存的相关管理算法，帮你申请内存，构建页表映射关系（是由OS自动帮你完成的，用户包括进程完全0感知），然后在让你进行内存的访问。这种延迟分配的策略，来提高整机的效率，几乎内存的有效使用是100%的。这也就是**缺页中断技术。**也就是说，你申请空间，系统已经给你分配了虚拟地址空间，但还没有给你分配物理地址，这种技术叫做缺页中断技术。
3.因为在物理内存上，理论可以任意位置加载，所以物理内存中几乎所有数据和代码都是乱序的。
但是，因为页表的存在，它可以将页表中的虚拟地址和物理地址进行映射，那么可见在进程的视角下，所有的内存分布，都可以是有序的。
地址空间加页表的存在可以将内存分布有序化。
地址空间是操作系统给进程画的大饼。进程要访问物理内存中的数据和代码，可能此时并不在物理内存中。同样的也可以让不同的进程映射不同的物理内存区域，是不是很容易做到，进程独立性的实现。（进程的独立性可以通过地址空间+页表实现）
因为地址空间的存在，每一个进程都认为自己拥有4GB（32）空间，并且各个区域都是有序的，进而可以通过页表映射到物理内存不同区域，来实现进程的独立性。每一个进程都不知道，也不需要知道其他进程的存在。
4.理解什么是挂起？
我们将我们的代码和数据加载到内存中，加载本质是创建进程，那么是不是非得立马把所有的程序的代码和数据加载到内存中，并创建内核数据结构和建立相关映射关系？答案是否定的。
在最极端的情况下，甚至只有内核结构（task_struct结构体、地址空间、页表，）被创建出来了，映射关系一个都没有。
此时进程的状态就叫做新建状态。当真正调度这个进程的时候，才将进程的代码和数据加载到内存中，设置好映射关系。
理论上，可以实现对进程的分批加载，那是不是可以分批换出呢？当然可以。甚至，这个进程短时间内不会被执行，比如正在等待某种非CPU资源，阻塞了，进程的代码和数据被换出，此时的状态叫做挂起！！！
我们知道页表映射的时候，可不仅仅是内存，磁盘中的位置也是可以映射的嗷，所以在执行换出操作时，不一定需要将内存中数据刷新到磁盘中，可以直接释放掉，只需要将页表的映射关系中的位置改到磁盘中对应的数据位置即可。
今天就到这里吧，我们下次再见！
