Linux中进程地址空间

程序地址空间

我们在学习时，通常会以这样一张表来表示程序布局，我们写的变量，对象，代码数据等就可以和这张图对应，从而区分不同数据的位置。

那么程序加载到内存后的内存布局是这个程序分布图吗？

int un_gval;
int init_gval=100;

int main(int argc, char *argv[], char *env[])
{
    printf("code addr: %p\n", main);//代码区
    const char *str = "hello Linux";

    printf("read only char addr: %p\n", str);//字符常量区
    printf("init global value addr: %p\n", &init_gval);//已初始化全局数据区
    printf("uninit global value addr: %p\n", &un_gval);//未初始化全局数据区

    char *heap1 = (char*)malloc(100); 
    printf("heap addr : %p\n", heap1);//堆区

    printf("stack addr : %p\n", &str);//栈区
    
    
    return 0;
}

可以看到结果的确是按照程序分布图划分区域的

更细分的话可以看到堆向上增长，栈向下增长

复习一个概念，栈整体向下增长，但局部是向上使用的，就像数组
int a[10] , 遍历数组时通常需要++

对于struct b{x,y,z} ,struct b obj 中的 &obj.x 、&obj.y 、&obj.z也是遵循这样的规则

对于一个变量a，用static修饰局部变量之后，其实是把它作为全局变量了，所以函数调用结束不会被释放

用fork演示一下

int g_val = 100;

int main()
{
    pid_t id = fork();
    if (id == 0)
    {
        //child
        int cnt = 5;
        while (1)
        {
            printf("child, Pid: %d, Ppid: %d, g_val: %d, &g_val=%p\n", getpid(), getppid(), g_val, &g_val);
            sleep(1);
            if (cnt == 0)
            {
                g_val = 200;
                printf("child change g_val: 100->200\n");
            }
            cnt--;
        }
    }
    else
    {
        //father
        while (1)
        {
            printf("father, Pid: %d, Ppid: %d, g_val: %d, &g_val=%p\n", getpid(), getppid(), g_val, &g_val);
            sleep(1);
        }
    }

    sleep(100);
    return 0;
}

发现对于同一个g_val，同样的地址去读取，父子进程读出了不同的内容，那么我们在C/C++看到的地址，肯定不是物理地址。
我们平时遇到的地址，都是虚拟地址/线性地址

进程地址空间

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
我们之前说的程序布局表准确来说是叫 进程地址空间

每一个进程运行之后，都会有一个进程地址空间的存在。

对于每一个进程，只要通过页表，就能用虚拟地址找到，定位到映射的物理地址，从而找到变量数据

创建出子进程之后，子进程要以父进程为模版拷贝PCB，除了自身pid，ppid，优先级等。然后拷贝进程地址空间，让自己的PCB指向自己的进程地址空间，再拷贝页表。

如果这个时候，子进程想修改g_val的值
每一个进程具有独立性，子进程读取之前会由操作系统 在物理内存中进行写时拷贝

这个进程地址空间，本质和进程的task_struct一样，是一个结构体

进程地址空间中的对不同区域划分，代码区、栈区，本质就是赋不同的值：long code_end = 40 ,long data_start =40