linux内存管理总结之进程地址空间

    进程地址空间由进程可寻址的虚拟内存组成，linux采取的虚拟内存技术使得所有进程以虚拟方式共享内存。对于某个进程，它好像可以访问所以物理内存，而且它的地址空间可以远远大于物理内存。进程的虚拟内存区域可以包括各种内存对象：
文本段：代码段是用来存放可执行文件的操作指令，也就是说是它是可执行程序在内存中的镜像，包含一些字符串、常量和只读数据。代码段需要防止在运行时被非法修改，所以只准许读取操作，而不允许写入（修改）操作——它是不可写的。
数据段：数据段用来存放可执行文件中已初始化全局变量，换句话说就是存放程序静态分配的变量和全局变量。
BSS段：BSS段包含了程序中未初始化的全局变量，在内存中 bss段全部置零。实际上为减少二进制程序的大小，linux只是将该段映射到零页上
堆（heap）：堆是用于存放进程运行中被动态分配的内存区域，它的大小并不固定，可动态扩张或缩减。当进程调用malloc等函数分配内存时，新分配的内存就被动态添加到堆上（堆被扩张）；当利用free等函数释放内存时，被释放的内存从堆中被剔除（堆被缩减）
栈：栈是用户存放程序临时创建的局部变量，也就是说我们函数括弧“{}”中定义的变量（但不包括static声明的变量，static意味着在数据段中存放变量）。除此以外，在函数被调用时，其参数也会被压入发起调用的进程栈中，并且待到调用结束后，函数的返回值也会被存放回栈中。由于栈的先进先出特点，所以栈特别方便用来保存/恢复调用现场。从这个意义上讲，我们可以把堆栈看成一个寄存、交换临时数据的内存区。
      除了上述内存对象，还有共享库的映射、内存映射文件、共享内存等对象。当可执行文件被装入时，进程并不为所有对象立即分配实际的物理内存，而是尽量的推迟分配。注意：int *p = malloc(4); printf("%d\n",*p);  你会发现结果为0,linux会对没有关联到物理页的虚拟内存的读操作直接返回零页。
       程序内存段和进程地址空间中的内存区域是种模糊对应，也就是说，堆、bss、数据段（初始化过的）都在进程空间种由数据段内存区域表示。内存区域中数据段、BSS和堆通常是被连续存储的——内存位置上是连续的，而代码段和栈往往会被独立存放。

    内核使用内存描述符struct mm_struct（进程描述符struct task_struct的mm域）表示进程的地址空间。fork()创建进程的时候，子进程复制父进程的地址空间。线程组中的线程共享同一地址空间。内核线程没有地址空间，也即没有相关的内存描述符，因此内核线程在用户空间没有相关的映射。一般内核线程也不会访问用户空间，通常只在系统调用内核代表用户进程执行，内核才访问用户空间。内核线程访问内核内存地址时，也是需要页表的，通常直接使用上一个进程的页表（内存描述符的pgd字段指向页全局目录），这样可以省事不少。内核态的进程修改了内核空间的页表项时，理应更新系统所有进程的相应页表项，但是操作会耗费不少时间 ，linux采用了一种延迟方式，上一节的非连续内存分配有所阐述。
    特别说明一下：虚拟页有两种状态，valid和invalid，有效页关联一个实际的数据页，它可能位于RAM，也可能位于硬盘上的交换分区和文件（进程访问时会产生page fault)，一个无效页表示没有被分配和使用。

    vm_area_struct结构描述了指定地址空间内连续区间上的一个独立内存范围。内核将每个内存区域作为一个单独的内存对象管理，每个内存区域具有一致的属性，相应的操作也一致。/proc//maps或者pmap pid 的输出会显示pid对应进程的虚拟内存区域。

上面给出了一个进程的地址空间，每一行都是用start-end  perm   offset  major:minor   inode image形式表示的，包含了很多的映射文件。经过验证，程序执行时产生了5次page faults. 内核总是尽量推迟给用户态进程分配动态内存，所以堆栈是不会在开始实际分配物理内存的，当我们使用malloc()是也是如此。
    内核提供了各种函数对虚拟内存区域的操作，如合并、插入、查找、创建和删除。为了优化查找，内核维护了VMA的链表和红黑树结构。
    创建进程fork()、程序载入execve()、映射文件mmap()、动态内存分配malloc()/brk()等进程相关操作都需要分配内存给进程。不过这时进程申请和获得的还不是实际内存，而是虚拟内存，准确的说是“内存区域”。进程对内存区域的分配最终都会归结到do_mmap（）函数上来（brk调用被单独以系统调用实现，不用do_mmap()）
   当进程需要内存时，从内核获得的仅仅是虚拟的内存区域，而不是实际的物理地址，进程并没有获得物理内存，获得的仅仅是对一个新的线性地址区间的使用权。实际的物理内存只有当进程真的去访问新获取的虚拟地址时，才会由“请页机制”产生“缺页”异常，从而进入分配实际叶框的程序。该异常是虚拟内存机制赖以存在的基本保证---它会告诉内核去为进程分配物理页，并建立对应的页表，这之后虚拟地址才实实在在的映射到了物理地址上。如果物理页被换出到磁盘，当访问虚拟地址时，也会产生缺页异常，不过这时不用再建立页表了

1.创建VMA
    do_map为当前进程创建并初始化一个新的VMA，当分配之后，可以将该VMA与相邻的具有相同的访问权限的VMA进行合并：
     unsigned long do_mmap(struct file *file, unsigned long addr, unsigned long len, unsigned long prot,unsigned long flag, unsigned long offset)
    该函数映射由file指定的文件，具体映射的是从文件中偏移offset处开始，长度为len范围内的数据，如果file为NULL且offset为0,那么代表这次映射没有和文件相关，称为匿名映射，否则称为文件映射。用户空间通过mmap调用获取do_mmap的功能。

2.文件映射
    一个新建立的VMA就是不包含任何页的线性区，当进程引用其中的一个地址时，缺页异常发生，缺处理程序检查struct vm_operations_struct 中的fault函数是否被定义，如果其为NULL，说明VMA没有映射文件，为匿名映射，内核为其映射到该地址;如果不为NULL,则进行文件映射, paging in，返回page结构的指针。

3.建立页表
    int remap_pfn_range(struct vm_area_struct *vma, unsigned long virt_addr, unsigned long pfn, unsigned long size, pgprot_t prot);\
    该函数为设置了PG_reserved的物理页和RAM之外的物理映射地址建立页表，它能够重新映射高端PCI缓冲区。



用户空间的内存管理
1.动态内存分配
    void *malloc(size_t size); 分配固定字节大小的内存
    vodi *calloc(size_t nr, size_t size); 为nr个大小为size字节的元素分配内存，内存每一位都清0
    void realloc(void *ptr, size_t size); 改变已分配内存的大小，返回一个新空间的指针

2.匿名内存映射
    int brk(void *end)； 把堆的末端的地址设置为end指定的值
    对于较大的内存分配，glibc并不使用堆，而是创建一个匿名内存映射（已用0初始化的大的内存块），由于不基于堆，因此不会造成碎片。每个内存映射都是页大小的整数倍，大小可调整。
    void *mmap(void *start,  length, int prot, int flags, int fd, off_t offset);
    例子：
       void *p;
        p = mmap(NULL, 512 * 1024, PROT_READ | PROT_WRITE, MAP_ANONYMOUS | MAP_PRIVATE, -1 ,0);