程序地址空間也就是每個程序所使用的記憶體，核心對程序地址空間的管理，也就是對使用者態程式的記憶體管理。

主要內容：

• 地址空間(mm_struct)
• 虛擬記憶體區域(VMA)
• 地址空間和頁表

1. 地址空間(mm_struct)

地址空間就是每個程序所能訪問的記憶體地址範圍。

這個地址範圍不是真實的，是虛擬地址的範圍，有時甚至會超過實際實體記憶體的大小。

現代的作業系統中程序都是在保護模式下執行的，地址空間其實是作業系統給程序用的一段連續的虛擬記憶體空間。

地址空間最終會通過頁表對映到實體記憶體上，因為核心操作的是實體記憶體。

雖然地址空間的範圍很大，但是程序也不一定有許可權訪問全部的地址空間(一般都是隻能訪問地址空間中的一些地址區間)，

程序能夠訪問的那些地址區間也稱為 記憶體區域。

程序如果訪問了有效記憶體區域以外的內容就會報 “段錯誤” 資訊。

記憶體區域中主要包含以下資訊：

• - 程式碼段(text section)，即可執行檔案程式碼的記憶體對映
• - 資料段(data section)，即可執行檔案的已初始化全域性變數的記憶體對映
• - bss段的零頁(頁面資訊全是0值)，即未初始化全域性變數的記憶體對映
• - 程序使用者空間棧的零頁記憶體對映
• - 程序使用的C庫或者動態連結庫等共享庫的程式碼段，資料段和bss段的記憶體對映
• - 任何記憶體對映檔案
• - 任何共享記憶體段
• - 任何匿名記憶體對映，比如由 malloc() 分配的記憶體

注：bss是 block started by symbol 的縮寫。

linux中記憶體相關的概念稍微整理了一下，供參考：

1.1 mm_struct介紹

linux中的地址空間是用 mm_struct 來表示的。

下面對其中一些關鍵的屬性進行了註釋，有些屬性我也不是很瞭解......

struct mm_struct {
    struct vm_area_struct * mmap;        /* [記憶體區域]連結串列 */
    struct rb_root mm_rb;               /* [記憶體區域]紅黑樹 */
    struct vm_area_struct * mmap_cache;    /* 最近一次訪問的[記憶體區域] */
    unsigned long (*get_unmapped_area) (struct file *filp,
                unsigned long addr, unsigned long len,
                unsigned long pgoff, unsigned long flags);  /* 獲取指定區間內一個還未對映的地址，出錯時返回錯誤碼 */
    void (*unmap_area) (struct mm_struct *mm, unsigned long addr);  /* 取消地址 addr 的對映 */
    unsigned long mmap_base;        /* 地址空間中可以用來對映的首地址 */
    unsigned long task_size;        /* 程序的虛擬地址空間大小 */
    unsigned long cached_hole_size;     /* 如果不空的話，就是 free_area_cache 後最大的空洞 */
    unsigned long free_area_cache;        /* 地址空間的第一個空洞 */
    pgd_t * pgd;                        /* 頁全域性目錄 */
    atomic_t mm_users;            /* 使用地址空間的使用者數 */
    atomic_t mm_count;            /* 實際使用地址空間的計數， (users count as 1) */
    int map_count;                /* [記憶體區域]個數 */
    struct rw_semaphore mmap_sem;   /* 記憶體區域訊號量 */
    spinlock_t page_table_lock;        /* 頁表鎖 */

    struct list_head mmlist;        /* 所有地址空間形成的連結串列 */

    /* Special counters, in some configurations protected by the
     * page_table_lock, in other configurations by being atomic.
     */
    mm_counter_t _file_rss;
    mm_counter_t _anon_rss;

    unsigned long hiwater_rss;    /* High-watermark of RSS usage */
    unsigned long hiwater_vm;    /* High-water virtual memory usage */

    unsigned long total_vm, locked_vm, shared_vm, exec_vm;
    unsigned long stack_vm, reserved_vm, def_flags, nr_ptes;
    unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data; /* 程式碼段，資料段的開始和結束地址 */
    unsigned long start_brk, brk, start_stack; /* 堆的首地址，尾地址，程序棧首地址 */
    unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end; /* 命令列引數，環境變數首地址，尾地址 */

    unsigned long saved_auxv[AT_VECTOR_SIZE]; /* for /proc/PID/auxv */

    struct linux_binfmt *binfmt;

    cpumask_t cpu_vm_mask;

    /* Architecture-specific MM context */
    mm_context_t context;

    /* Swap token stuff */
    /*
     * Last value of global fault stamp as seen by this process.
     * In other words, this value gives an indication of how long
     * it has been since this task got the token.
     * Look at mm/thrash.c
     */
    unsigned int faultstamp;
    unsigned int token_priority;
    unsigned int last_interval;

    unsigned long flags; /* Must use atomic bitops to access the bits */

    struct core_state *core_state; /* coredumping support */
#ifdef CONFIG_AIO
    spinlock_t        ioctx_lock;
    struct hlist_head    ioctx_list;
#endif
#ifdef CONFIG_MM_OWNER
    /*
     * "owner" points to a task that is regarded as the canonical
     * user/owner of this mm. All of the following must be true in
     * order for it to be changed:
     *
     * current == mm->owner
     * current->mm != mm
     * new_owner->mm == mm
     * new_owner->alloc_lock is held
     */
    struct task_struct *owner;
#endif

#ifdef CONFIG_PROC_FS
    /* store ref to file /proc/<pid>/exe symlink points to */
    struct file *exe_file;
    unsigned long num_exe_file_vmas;
#endif
#ifdef CONFIG_MMU_NOTIFIER
    struct mmu_notifier_mm *mmu_notifier_mm;
#endif
};

補充說明1： 上面的屬性中，mm_users 和 mm_count 很容易混淆，這裡特別說明一下：(下面的內容有網上查詢的，也有我自己理解的)

mm_users 比較好理解，就是 mm_struct 被使用者空間程序(執行緒)引用的次數。

如果程序A中建立了3個新執行緒，那麼 程序A(這時候叫執行緒A也可以)對應的 mm_struct 中的 mm_users = 4

補充一點，linux中程序和執行緒幾乎沒有什麼區別，就是看它是否共享程序地址空間，共享程序地址空間就是執行緒，反之就是程序。

所以，如果子程序和父程序共享了程序地址空間，那麼父子程序都可以看做執行緒。如果父子程序沒有共享程序地址空間，就是2個程序

mm_count 則稍微有點繞人，其實它記錄就是 mm_struct 實際的引用計數。

簡單點說，當 mm_users=0 時，並不一定能釋放此 mm_struct，只有當 mm_count=0 時，才可以確定釋放此 mm_struct

從上面的解釋可以看出，可能引用 mm_struct 的並不只是使用者空間的程序(執行緒)

當 mm_users>0 時， mm_count 會增加1, 表示有使用者空間程序(執行緒)在使用 mm_struct。不管使用 mm_struct 的使用者程序(執行緒)有幾個， mm_count 都只是增加1。

也就是說，如果只有1個程序使用 mm_struct，那麼 mm_users=1，mm_count也是 1。

如果有9個執行緒在使用 mm_struct，那麼 mm_users=9，而 mm_count 仍然為 1。

那麼 mm_count 什麼情況下會大於 1呢？

當有核心執行緒使用 mm_struct 時，mm_count 才會再增加 1。

核心執行緒為何會使用使用者空間的 mm_struct 是有其他原因的，這個後面再闡述。這裡先知道核心執行緒使用 mm_struct 時也會導致 mm_count 增加 1。

在下面這種情況下，mm_count 就很有必要了：

• - 程序A啟動，並申請了一個 mm_struct，此時 mm_users=1, mm_count=1
• - 程序A中新建了2個執行緒，此時 mm_users=3, mm_count=1
• - 核心排程發生，程序A及相關執行緒都被掛起，一個核心執行緒B 使用了程序A 申請的 mm_struct，此時 mm_users=3, mm_count=2
• - CPU的另一個core排程了程序A及其執行緒，並且執行完了程序A及其執行緒的所有操作，也就是程序A退出了。此時 mm_users=0, mm_count=1
•   在這裡就看出 mm_count 的用處了，如果只有 mm_users 的話，這裡 mm_users=0 就會釋放 mm_struct，從而有可能導致 核心執行緒B 異常。
• - 核心執行緒B 執行完成後退出，這時 mm_users=0，mm_count=0，可以安全釋放 mm_struct 了

補充說明2：為何核心執行緒會使用使用者空間的 mm_struct？

對Linux來說，使用者程序和核心執行緒都是task_struct的例項，

唯一的區別是核心執行緒是沒有程序地址空間的（核心執行緒使用的核心地址空間），核心執行緒的mm描述符是NULL，即核心執行緒的tsk->mm域是空（NULL）。

核心排程程式在程序上下文的時候，會根據tsk->mm判斷即將排程的程序是使用者程序還是核心執行緒。

但是雖然核心執行緒不用訪問使用者程序地址空間，但是仍然需要頁表來訪問核心自己的空間。

而任何使用者程序來說，他們的核心空間都是100%相同的，所以核心會借用上一個被呼叫的使用者程序的mm_struct中的頁表來訪問核心地址，這個mm_struct就記錄在active_mm。

簡而言之就是，對於核心執行緒，tsk->mm == NULL表示自己核心執行緒的身份，而tsk->active_mm是借用上一個使用者程序的mm_struct，用mm_struct的頁表來訪問核心空間。

對於使用者程序，tsk->mm == tsk->active_mm。

補充說明3：除了 mm_users 和 mm_count 之外，還有 mmap 和 mm_rb 需要說明以下：

其實 mmap 和 mm_rb 都是儲存此 程序地址空間中所有的記憶體區域(VMA)的，前者是以連結串列形式存放，後者以紅黑樹形式存放。

用2種資料結構組織同一種資料是為了便於對VMA進行高效的操作。

1.2 mm_struct操作

1. 分配程序地址空間

參考 kernel/fork.c 中的巨集 allocate_mm

#define allocate_mm()    (kmem_cache_alloc(mm_cachep, GFP_KERNEL))
#define free_mm(mm)    (kmem_cache_free(mm_cachep, (mm)))

其實分配程序地址空間時，都是從slab快取記憶體中分配的，可以通過 /proc/slabinfo 檢視 mm_struct 的快取記憶體

# cat /proc/slabinfo | grep mm_struct
mm_struct             35     45   1408    5    2 : tunables   24   12    8 : slabdata      9      9      0

2. 撤銷程序地址空間

參考 kernel/exit.c 中的 exit_mm() 函式

該函式會呼叫 mmput() 函式減少 mm_users 的值，

當 mm_users=0 時，呼叫 mmdropo() 函式， 減少 mm_count 的值，

如果 mm_count=0，那麼呼叫 free_mm 巨集，將 mm_struct 還給 slab快取記憶體

3. 檢視程序佔用的記憶體：

cat /proc/<PID>/maps
或者
pmap PID

2. 虛擬記憶體區域(VMA)

記憶體區域在linux中也被稱為虛擬記憶體區域(VMA)，它其實就是程序地址空間上一段連續的記憶體範圍。

2.1 VMA介紹

VMA的定義也在 <linux/mm_types.h> 中

struct vm_area_struct {
    struct mm_struct * vm_mm;    /* 相關的 mm_struct 結構體 */
    unsigned long vm_start;        /* 記憶體區域首地址 */
    unsigned long vm_end;        /* 記憶體區域尾地址 */

    /* linked list of VM areas per task, sorted by address */
    struct vm_area_struct *vm_next, *vm_prev;  /* VMA連結串列 */

    pgprot_t vm_page_prot;        /* 訪問控制權限 */
    unsigned long vm_flags;        /* 標誌 */

    struct rb_node vm_rb;       /* 樹上的VMA節點 */

    /*
     * For areas with an address space and backing store,
     * linkage into the address_space->i_mmap prio tree, or
     * linkage to the list of like vmas hanging off its node, or
     * linkage of vma in the address_space->i_mmap_nonlinear list.
     */
    union {
        struct {
            struct list_head list;
            void *parent;    /* aligns with prio_tree_node parent */
            struct vm_area_struct *head;
        } vm_set;

        struct raw_prio_tree_node prio_tree_node;
    } shared;

    /*
     * A file's MAP_PRIVATE vma can be in both i_mmap tree and anon_vma
     * list, after a COW of one of the file pages.    A MAP_SHARED vma
     * can only be in the i_mmap tree.  An anonymous MAP_PRIVATE, stack
     * or brk vma (with NULL file) can only be in an anon_vma list.
     */
    struct list_head anon_vma_node;    /* Serialized by anon_vma->lock */
    struct anon_vma *anon_vma;    /* Serialized by page_table_lock */

    /* Function pointers to deal with this struct. */
    const struct vm_operations_struct *vm_ops;

    /* Information about our backing store: */
    unsigned long vm_pgoff;        /* Offset (within vm_file) in PAGE_SIZE
                       units, *not* PAGE_CACHE_SIZE */
    struct file * vm_file;        /* File we map to (can be NULL). */
    void * vm_private_data;        /* was vm_pte (shared mem) */
    unsigned long vm_truncate_count;/* truncate_count or restart_addr */

#ifndef CONFIG_MMU
    struct vm_region *vm_region;    /* NOMMU mapping region */
#endif
#ifdef CONFIG_NUMA
    struct mempolicy *vm_policy;    /* NUMA policy for the VMA */
#endif
};

這個結構體各個欄位的英文註釋都比較詳細，就不一一翻譯了。

上述屬性中的 vm_flags 標識了此VM 對 VMA和頁面的影響：

vm_flags 的巨集定義參見 <linux/mm.h>

2.2 VMA操作

vm_area_struct 結構體定義中有個 vm_ops 屬性，其中定義了核心操作 VMA 的方法

/*
 * These are the virtual MM functions - opening of an area, closing and
 * unmapping it (needed to keep files on disk up-to-date etc), pointer
 * to the functions called when a no-page or a wp-page exception occurs. 
 */
struct vm_operations_struct {
    void (*open)(struct vm_area_struct * area);  /* 指定記憶體區域加入到一個地址空間時，該函式被呼叫 */
    void (*close)(struct vm_area_struct * area); /* 指定記憶體區域從一個地址空間刪除時，該函式被呼叫 */
    int (*fault)(struct vm_area_struct *vma, struct vm_fault *vmf); /* 當沒有出現在物理頁面中的記憶體被訪問時，該函式被呼叫 */

    /* 當一個之前只讀的頁面變為可寫時，該函式被呼叫，
     * 如果此函數出錯，將導致一個 SIGBUS 訊號 */
    int (*page_mkwrite)(struct vm_area_struct *vma, struct vm_fault *vmf);

    /* 當 get_user_pages() 呼叫失敗時, 該函式被 access_process_vm() 函式呼叫 */
    int (*access)(struct vm_area_struct *vma, unsigned long addr,
              void *buf, int len, int write);
#ifdef CONFIG_NUMA
    /*
     * set_policy() op must add a reference to any non-NULL @new mempolicy
     * to hold the policy upon return.  Caller should pass NULL @new to
     * remove a policy and fall back to surrounding context--i.e. do not
     * install a MPOL_DEFAULT policy, nor the task or system default
     * mempolicy.
     */
    int (*set_policy)(struct vm_area_struct *vma, struct mempolicy *new);

    /*
     * get_policy() op must add reference [mpol_get()] to any policy at
     * (vma,addr) marked as MPOL_SHARED.  The shared policy infrastructure
     * in mm/mempolicy.c will do this automatically.
     * get_policy() must NOT add a ref if the policy at (vma,addr) is not
     * marked as MPOL_SHARED. vma policies are protected by the mmap_sem.
     * If no [shared/vma] mempolicy exists at the addr, get_policy() op
     * must return NULL--i.e., do not "fallback" to task or system default
     * policy.
     */
    struct mempolicy *(*get_policy)(struct vm_area_struct *vma,
                    unsigned long addr);
    int (*migrate)(struct vm_area_struct *vma, const nodemask_t *from,
        const nodemask_t *to, unsigned long flags);
#endif
};

除了以上的操作之外，還有一些輔助函式來方便核心操作記憶體區域。

這些輔助函式都可以在 <linux/mm.h> 中找到

1. 查詢地址空間

/* Look up the first VMA which satisfies  addr < vm_end,  NULL if none. */
extern struct vm_area_struct * find_vma(struct mm_struct * mm, unsigned long addr);
extern struct vm_area_struct * find_vma_prev(struct mm_struct * mm, unsigned long addr,
                         struct vm_area_struct **pprev);

/* Look up the first VMA which intersects the interval start_addr..end_addr-1,
   NULL if none.  Assume start_addr < end_addr. */
static inline struct vm_area_struct * find_vma_intersection(struct mm_struct * mm, unsigned long start_addr, unsigned long end_addr)
{
    struct vm_area_struct * vma = find_vma(mm,start_addr);

    if (vma && end_addr <= vma->vm_start)
        vma = NULL;
    return vma;
}

2. 建立地址區間

static inline unsigned long do_mmap(struct file *file, unsigned long addr,
    unsigned long len, unsigned long prot,
    unsigned long flag, unsigned long offset)
{
    unsigned long ret = -EINVAL;
    if ((offset + PAGE_ALIGN(len)) < offset)
        goto out;
    if (!(offset & ~PAGE_MASK))
        ret = do_mmap_pgoff(file, addr, len, prot, flag, offset >> PAGE_SHIFT);
out:
    return ret;
}

3. 刪除地址區間

extern int do_munmap(struct mm_struct *, unsigned long, size_t);

3. 地址空間和頁表

地址空間中的地址都是虛擬記憶體中的地址，而CPU需要操作的是實體記憶體，所以需要一個將虛擬地址對映到實體地址的機制。

這個機制就是頁表，linux中使用3級頁面來完成虛擬地址到實體地址的轉換。

1. PGD - 全域性頁目錄，包含一個 pgd_t 型別陣列，多數體系結構中 pgd_t 型別就是一個無符號長整型

2. PMD - 中間頁目錄，它是個 pmd_t 型別陣列

3. PTE - 簡稱頁表，包含一個 pte_t 型別的頁表項，該頁表項指向物理頁面

虛擬地址 - 頁表 - 實體地址的關係如下圖：