感知虚拟地址空间的存在

我们以下面代码为示例：

当父子进程没有人修改全局数据的时候，父子是共享该数据的！我们可以通过下面的运行结果看出：

如果我们尝试写入数据呢？

 我们看运行结果：

• 这里我们可以看到父子进程读取的是同一个变量（地址一样），但是后续在没有人修改的情况下父子进程读取到的内容却不一样！！！明明子进程和父进程对全局变量的地址是一样的，但为什么输出的内容却不一样呢？？？ 

⭐结论：我们在C/C++中使用的地址绝对不是物理地址。因为如果是物理地址，那么上述现象是绝对不会产生的！！！这种地址我们称为虚拟地址、线性地址、逻辑地址。

🤔为什么操作系统不让我们直接看到物理内存呢？？

• 因为这并不安全，内存是一个硬件，不能够阻拦你访问！只有被动的进行读取和写入。所以为了防止系统故障的发生，我们不能够直接访问。

进程地址空间

其实我们之前说"程序的地址空间"是不准确的，准确的说应该是进程地址空间。

• 每一个进程在启动的时候，都会让操作系统给它创建一个地址空间，该地址空间就是进程地址空间。每一个进程都会有一个自己的进程地址空间。操作系统需要管理这些进程地址空间，依旧是先描述，再组织。所谓的进程地址空间，其实是内核的一个数据结构（struct mm_struct ）

• 在前面我们提到过进程是具有独立性的，体现在相关的数据结构是独立的，进程的代码和数据是独立的等等......这其实是操作系统给每个进程画的大饼，让每一个进程都认为自己是独占系统中的所有资源的！！！事实是所谓的地址空间其实就是OS通过软件的方式，给进程提供一个软件视角，认为自己会独占系统的所有资源（内存）。

分页 & 虚拟地址空间

在Linux内核中，每个进程都有task_struct结构体，该结构体有个指针指向一个结构mm_struct（程序地址空间），我们假设磁盘的一个程序被加载到物理内存，我们需要将虚拟地址空间和物理内存之间建立映射关系，这种映射关系是通过页表（映射表）的结构来完成的（操作系统会给每一个进程构建一个页表结构）。如下图：

🚩问： 区域是如何划分的？

• mm_struct划分的机制就是和上图一样，此结构体就是按照类似如下的代码方式进行限制的：

struct mm_struct
{long code_start;long code_end;long init_start;long init_end;long uninit_start;long uninit_end;//……
}

🚩问： 程序是如何变成进程的？

• 程序被编译出来，没有被加载的时候，程序内部是有地址和区域的。不过这里的地址采用的是相对地址的方式，而区域实际是在磁盘上已经划分好了。加载无非就是按照区域加载到内存。

🚩问：为什么先前修改一个进程时，地址是一样的，但是父子进程访问的内容却是不一样的？

• 父子进程创建都有其各自专属的task_struct和地址空间mm_struct，虚拟地址空间通过页表映射到物理内存：

• 当子进程刚刚创建的时候，子进程和父进程的数据和代码是共享的，即父子进程的代码和数据通过页表映射到物理内存的同一块空间。所以我们先前打印的g_val的值和内容全部一样。而当子进程修改完g_val的数据后，结果就发生了变化。

•  因为操作系统要做到使进程具有独立性，如果子进程把变量g_val修改了，那么就会导致父进程识别此变量的时候出现问题，但是独立性的要求是互不影响，所以此时操作系统会给子进程重新开辟一块内存空间。把先前g_val的值100拷贝下来，重新给此进程建立映射关系，所以子进程的页表就不再指向父进程的数据100了，而是指向新的100，此时把100修改为200，无论怎么修改，变动的永远都是右侧，左侧页表间的关系不变，所以最终读到的结果为子进程是200，父进程是100。但其虚拟地址空间值还一样，所以这也就解释了我们前面出现的现象。
• ⭐结论：当父子进程对数据修改的时候，操作系统会给修改的一方在物理内存中重新开辟一块空间，并且把原始数据拷贝到新空间中，这种行为我们称之为写时拷贝。通过页表，将父子进程的数据就可以通过写时拷贝的方式，进行了分离。从而做到父子进程具有独立性的特点。

🚩问：为什么fork有两个返回值，即对于变量pid_t  id怎么有不同的值？

• 一般情况下，pid_t id是属于父进程的栈空间中定义的变量，fork内部，return会被执行两次，return的本质就是通过寄存器将返回值写入到接收返回值的变量中！当id = fork()的时候，谁先返回，谁就要发生写时拷贝，所以，同一个变量，会有不同的内容值，本质是因为大家的虚拟地址是一样的，但是大家对应的物理地址是不一样的。

🚩问：为什么要有虚拟地址空间？

• 保护内存。假设我们写了个非法访问野指针（*p = 111），假设此野指针指向了进程2，甚至直接指向了操作系统，那么当你进行访问的时候，你就会直接修改其它进程的数据，所以直接让进程访问物理内存的方式是不安全的。如果我们假设虚拟地址空间就不会出现这种现象了，因为遇到野指针，页表就不会给你建立映射关系，那么就不会给你访问到物理内存的机会。综上，有了虚拟地址空间，相当于在访问内存的时候添加了一层软硬件层，可以对转化过程进行审核，非法的请求就可以直接拦截了。
• 可以把Linux内存管理，进程管理通过地址空间进行功能模块的解耦。
• 让进程或者程序可以以一种统一的视角看待内存，方便以统一的方式来编译和加载所有的可执行程序，简化进程本身的设计与实现！

Linux2.6内核进程调度队列

⭐：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。

⭐：优先级

• 普通优先级： 100～ 139（我们都是普通的优先级，想想nice值的取值范围，可与之对应！）
• 实时优先级： 0～ 99（不关心）

⭐：活动队列

• 时间片还没有结束的所有进程都按照优先级放在该队列。
• nr_active: 总共有多少个运行状态的进程。
• queue[140]: 一个元素就是一个进程队列，相同优先级的进程按照FIFO规则进行排队调度,所以，数组下标就是优先级！

从该结构中，选择一个最合适的进程，过程是怎么的呢？🤔

1. 从0下表开始遍历queue[140]。
2. 找到第一个非空队列，该队列必定为优先级最高的队列。
3. 拿到选中队列的第一个进程，开始运行，调度完成！
4. 遍历queue[140]时间复杂度是常数！但还是太低效了！

🙋🏻‍♂️bitmap[5]：一共140个优先级，一共140个进程队列，为了提高查找非空队列的效率，就可以用5*32个比特位表示队列是否为空，这样，便可以大大提高查找效率！

⭐：过期队列

• 过期队列和活动队列结构一模一样。
• 过期队列上放置的进程，都是时间片耗尽的进程。
• 当活动队列上的进程都被处理完毕之后，对过期队列的进程进行时间片重新计算。

⭐：active指针和expired指针

• active指针永远指向活动队列。
• expired指针永远指向过期队列。
• 可是活动队列上的进程会越来越少，过期队列上的进程会越来越多，因为进程时间片到期时一直都存在的。
• 没关系，在合适的时候，只要能够交换active指针和expired指针的内容，就相当于有具有了一批新的活动进程！
• 在系统当中查找一个最合适调度的进程的时间复杂度是一个常数，不随着进程增多而导致时间成本增加，我们称之为进程调度O(1)算法！