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Linux-地址空间

news 2025/8/16 6:01:17

1.介绍

2.理解

3.Linux早期的内核调度队列

1.介绍

这是32位的程序空间地址图：

为了更好地理解这段图，我们来写一段代码编译运行：

#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
int g_val=100;int main()
{pid_t id = fork();int cnt=3;if(id == 0){while(1){printf("I am child, pid=%d, ppid=%d,g_val=%d &g_val=%p\n", getpid(), getppid(),g_val,&g_val);sleep(2);cnt--;if(cnt==0){g_val=500;printf("I am child,change pid=%d->%d\n", 100,500);}}}else {while(1){printf("I am father, pid=%d, ppid=%d,g_val=%d &g_val=%p\n", getpid(), getppid(),g_val,&g_val);sleep(2);}}return 0;
}

我们可以看见子进程修改 g_val 的地址后，父进程的地址和子进程的地址是一模一样的，一个地址为什么会有两个不同的值？

答案是这是个虚拟地址，不是物理内存地址，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，下面我们从操作系统来理解地址空间。

地址空间的本质是内核中的结构体对象。

未写时拷贝（初始共享）

父进程 fork 创建子进程，虚拟地址空间、页表 “逻辑复制” ：父子进程虚拟地址（如 g_val 地址 0x56ab5ceac010 ）一致，页表均映射到物理内存同一块数据页（g_val = 100 ）。此时代码、数据物理页共享，不实际拷贝内存，快速创建进程，节省空间。

写时拷贝（触发拷贝）

当子 / 父进程尝试修改共享数据（如子进程改 g_val值 ），操作系统检测到写操作：
为写操作进程（如子进程）新分配物理页；
把原共享物理页数据（100 ）拷贝到新页；
更新写操作进程页表，使其指向新物理页（此时子进程 g_val 改 500 ）。父进程页表不变，仍访问原物理页（g_val 保持 100 ），实现 “写时才真正拷贝内存”，避免冗余开销。
核心逻辑：读共享，写拷贝，平衡进程创建效率与数据独立性。

2.理解

1.地址空间的本质是 struct 里面的一个结构体，内部很多属性都是表示 start 和 end 的范围。

2.虚拟地址将无序变为有序，让进程从统一的角度看待物理内存以及自己运行的各个区域。

3.进程管理模块和内存管理模块相互解耦。

在计算机系统（尤其是操作系统、分布式框架）中，进程管理模块（负责进程的生命周期管理、调度、状态维护、权限控制等）与内存管理模块（负责内存分配、回收、地址映射、虚拟内存管理等）是核心功能模块。

二者的 “相互解耦” 是指通过设计隔离模块间的直接依赖，使它们能独立完成各自功能，仅通过标准化接口协作，从而提升系统的可维护性、扩展性和容错性。

虚拟地址页表是实现两者解耦的核心机制之一。

4.拦截非法请求。

虚拟地址页表通过地址合法性验证、权限检查和进程地址空间隔离，构建了一层硬件级别的保护机制。它能有效拦截非法的内存访问请求（如越界、权限违规、访问未分配内存等），防止物理内存被错误或恶意操作破坏，是操作系统保障内存安全的核心手段之一。

之前我们介绍 Linux 进程的时候讲过一段代码

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>int main() {pid_t pid = fork();if (pid < 0) {perror("fork failed");return 1;} else if (pid == 0) {while(1){printf("Child process: ID=%d PID = %d, PPID = %d\n", pid , getpid(), getppid());sleep(2);}} else {while(1){printf("Parent process: ID=%d PID = %d, Child PID = %d\n",pid , getpid(), pid);sleep(2);}}return 0;
}

fork() 对子进程进行了写时拷贝，所以才返回了两个不同的值。

3.Linux早期的内核调度队列

一个 CPU 拥有一个 runqueue

如果有多个 CPU 就要考虑进程个数的负载均衡问题

运行队列优先级

queue[140]

之前我们介绍进程优先级的时候，我们介绍过进程默认优先级是 80，nice的范围为 [20,-19]。

进程队列的优先级为：

普通优先级：100～139
实时优先级：0～99

我们的进程值+40就能建立和进程队列的映射

位图：

long bitmap[ 5 ]

我们的队列优先级有140个，要是一个个逐一检测，会增加时间。

bitmap就是为了节约时间的 long bitmap[5] 有 32*5=160 足够包含这么多的优先级,我们只要看位图的数字就能找到哪个优先级还存在进程。

这就是大 O (1) 调度算法，大 O (1) 调度算法指的是无论输入规模（比如进程数量、任务数量等）如何变化，算法执行所需的时间保持恒定，不随输入规模的增大而增加。

活动队列（Active Queue）（只出不进）

作用：用于存放时间片尚未耗尽的进程，这些进程会依据优先级进行组织，系统优先调度优先级高的进程，以此保障系统能够高效响应任务需求。
调度逻辑：利用 bitmap 快速查找出优先级最高的非空队列，然后选取该队列的队首进程执行。不管系统中进程的总数是多少，查找和调度进程所花费的时间始终固定，其时间复杂度为 O(1) ，确保了调度过程高效、稳定。

过期队列（Expired Queue）(只进不出)

作用：用来存放时间片已经耗尽的进程，它的结构和活动队列完全一样，可看作是进程时间片管理的 “过渡区域”。
特点：当活动队列中的进程把自身时间片用完后，就会被转移到过期队列中。而当活动队列为空（意味着所有进程的时间片都已耗尽）时，系统会交换 active 和 expired 指针，此时过期队列就转变为新的活动队列，同时重新计算该队列中进程的时间片，让这些进程能够再次参与到系统调度中，以此实现 “批次轮换” 的调度机制，保障进程获取调度的公平性。

active 指针和 expired 指针

active 指针：始终指向当前可供调度使用的 活动队列，系统会从该队列里选取进程来执行任务。
expired 指针：始终指向 过期队列，用于暂时存放那些时间片已经耗尽的进程。
核心机制：在系统运行过程中，活动队列里的进程会因为时间片不断消耗而逐渐减少，与之相对，过期队列里的进程数量会相应增多。当活动队列为空时，交换这两个指针，过期队列就 “变身” 为新的活动队列，原本过期队列中的进程会重新获得时间片，继续参与系统调度。这种方式无需实际去搬运进程，就能瞬间重置调度资源池，保障调度持续高效地进行。