1. 內核與普通進(jìn)程獲取內存時(shí)有何不同？
內核是操作系統中優(yōu)先級最高的成分，如果某個(gè)內核函數請求動(dòng)態(tài)內存，則其必定有正當的理由發(fā)出那個(gè)請求，內核的內存請求應該立即被滿(mǎn)足；內核信任自己，所有的內核函數都被假定是沒(méi)有錯誤的，內核函數不必考慮編程錯誤的保護措施。
而當用戶(hù)態(tài)進(jìn)程請求分配內存時(shí)，進(jìn)程對動(dòng)態(tài)內存的請求被認為是不緊迫的，當進(jìn)程的可執行文件被裝入時(shí)，進(jìn)程并不一定立即對所有的代碼頁(yè)進(jìn)行訪(fǎng)問(wèn)，同樣的，當進(jìn)程調用malloc獲得動(dòng)態(tài)內存時(shí)，也不意味著(zhù)進(jìn)程很快就會(huì )訪(fǎng)問(wèn)所有所獲得的內存，故內核總是盡量推遲給用戶(hù)態(tài)進(jìn)程分配動(dòng)態(tài)內存；由于用戶(hù)進(jìn)程是不可信任的，故內核必須隨時(shí)準備捕獲用戶(hù)態(tài)進(jìn)程所引起的所有尋址錯誤。
2． 什么是進(jìn)程的地址空間？
進(jìn)程的地址空間由允許進(jìn)程使用的全部線(xiàn)性地址組成，每個(gè)進(jìn)程所看到的線(xiàn)性地址集合是不同的。訪(fǎng)問(wèn)權限相同的連續線(xiàn)性地址構成一個(gè)線(xiàn)性區，進(jìn)程的地址空間通常包含多個(gè)線(xiàn)性區，由于效率原因，線(xiàn)性區的起始地址和長(cháng)度都必須是4096的倍數，以便每個(gè)線(xiàn)性區所識別的數據完全填滿(mǎn)分配給它的頁(yè)框。
用戶(hù)進(jìn)程可訪(fǎng)問(wèn)的地址空間為0-3G，為何不將整個(gè)空間交給進(jìn)程直接使用，而要將其以線(xiàn)性區的形式組織起來(lái)，個(gè)人覺(jué)得主要是考慮安全因素，進(jìn)程使用的區域必須向內核報告，內核知道所有用戶(hù)態(tài)進(jìn)程的內存使用情況，從而對其行為進(jìn)行有效的控制，如大片內存的malloc導致失敗，如果0-3G的所有內存都能不加申請的使用，則用戶(hù)程序中的漏洞經(jīng)常會(huì )導致物理內存的耗盡。
3． 進(jìn)程何時(shí)會(huì )獲得新的線(xiàn)性區？
(1) 當創(chuàng )建一個(gè)新的進(jìn)程時(shí)，一個(gè)全新的地址空間被分配給了新的進(jìn)程。
(2) 正在運行的進(jìn)程裝入新的程序（exec）時(shí)，舊的線(xiàn)性區被釋放，新的線(xiàn)性區被分配給進(jìn)程。
(3) 進(jìn)程持續向用戶(hù)態(tài)堆棧增加數據。
(4) 進(jìn)程通過(guò)malloc擴展動(dòng)態(tài)區。
(5) 進(jìn)程創(chuàng )建一個(gè)IPC共享線(xiàn)性區與其他合作進(jìn)程共享數據。
與創(chuàng )建、刪除線(xiàn)性區相關(guān)的系統調用主要包括brk(), execve(), _exit(), fork(), mmap(), mmap2(), mremap(), munmap(), shmat(), shmdt()等。
4． 內核如何描述線(xiàn)性區？
內核使用struct vm_area_struct描述符表示線(xiàn)性區，其主要包括：
(1) 線(xiàn)性區的起始地址與結束地址
(2) 線(xiàn)性區的訪(fǎng)問(wèn)權限
(3) 線(xiàn)性區的的鏈接信息（鏈表與紅黑樹(shù)）
5. 內核如何描述進(jìn)程的地址空間？
內核使用struct mm_struct描述符描述進(jìn)程的地址空間，其主要包括：
(1) 指向線(xiàn)性區的鏈表頭
(2) 指向線(xiàn)性區對象的紅黑樹(shù)
(3) 指向進(jìn)程頁(yè)全局目錄的指針
(4) 線(xiàn)性區的個(gè)數
(5) 線(xiàn)性空間大?。?yè)數）
(6) 分配給進(jìn)程的頁(yè)框數
(7) 可執行代碼的起始與結束地址
(8) 已初始化數據的起始與結束地址
(9) 堆的起始與結束地址
(10)用戶(hù)態(tài)堆棧的起始地址
(11)命令行參數的起始與結束地址
(12)環(huán)境變量的起始與結束地址
6. 線(xiàn)性區如何組織？
進(jìn)程所擁有的所有線(xiàn)性區是通過(guò)鏈表按內存地址升序鏈接起來(lái)，內核通過(guò)遍歷鏈表能方便的掃描整個(gè)線(xiàn)性區集合；同時(shí)，由于內核頻繁執行查找包含指定線(xiàn)性地址的線(xiàn)性區的操作，故為了提高查找效率，線(xiàn)性區被組織成一棵紅黑樹(shù)，以提供對數級的查找效率。
7． 何時(shí)為進(jìn)程分配頁(yè)框？
只有當進(jìn)程訪(fǎng)問(wèn)實(shí)際實(shí)際數據時(shí)，才為線(xiàn)性區分配實(shí)際頁(yè)框，為此，進(jìn)程會(huì )產(chǎn)生一個(gè)缺頁(yè)異常。linux的缺頁(yè)異?？赡苡删幊体e誤或是引用屬于進(jìn)程地址空間但尚未分配物理頁(yè)框的頁(yè)引起，內核通過(guò)將引起缺頁(yè)異常的線(xiàn)性地址與當前進(jìn)程的線(xiàn)性區進(jìn)行比較，如果訪(fǎng)問(wèn)權限與進(jìn)程線(xiàn)性區相匹配，則屬于合法訪(fǎng)問(wèn)，應該給該線(xiàn)性地址所在的線(xiàn)性區分配一個(gè)新的頁(yè)框（alloc_page），并更新內核頁(yè)表。對于其它情況，則屬于非法訪(fǎng)問(wèn)，內核需進(jìn)行相應的錯誤處理。
8． 棧向下增長(cháng)，如何映射到線(xiàn)性區？
棧所在的線(xiàn)性區，其VM_GROWSDOWN標志被設置，vm_end字段保持不變，vm_start的值可能被減小。線(xiàn)性區的邊界包括但不嚴格限定用戶(hù)態(tài)堆棧的當前大小，棧所在的線(xiàn)性區的vm_start字段只可能減小，永遠不可能增加（即使進(jìn)程執行一系列pop指令時(shí)）。當進(jìn)程填滿(mǎn)了給它的堆棧分配的最后一個(gè)頁(yè)框后，push會(huì )導致堆棧線(xiàn)性區的擴展，expand_stack會(huì )被調用，vm_start被減?。ㄍ瑫r(shí)必須為頁(yè)面大小4096的倍數）。
9． 寫(xiě)時(shí)賦值與進(jìn)程地址空間的聯(lián)系？
最初的linux系統實(shí)現了傻瓜式的進(jìn)程創(chuàng )建，當發(fā)出fork系統調用時(shí)，內核原樣復制父進(jìn)程的整個(gè)地址空間并把賦值的那一份分配給子進(jìn)程，這就需要為子進(jìn)程的頁(yè)表分配頁(yè)框，為子進(jìn)程的頁(yè)分配頁(yè)框，初始化子進(jìn)程的頁(yè)表，把父進(jìn)程的頁(yè)復制到子進(jìn)程相應的頁(yè)中。 現在的linux采用更為高效的方法，即寫(xiě)時(shí)復制。父進(jìn)程與新創(chuàng )建的子進(jìn)程共享頁(yè)框而不是賦值頁(yè)框，父進(jìn)程或子進(jìn)程需要對頁(yè)框的數據進(jìn)行修改時(shí)，內核就賦值一個(gè)新的頁(yè)框。
copy_mm函數把父進(jìn)程的地址空間給子進(jìn)程，如果帶有CLONE_VM標志，則子進(jìn)程共享父進(jìn)程的mm_struct；如果該標志沒(méi)有被設置，copy_mm函數必須創(chuàng )建一個(gè)新的地址空間（申請并初始化新的mm_struct結構，并賦值給子進(jìn)程的mm字段）。
10． 如何管理進(jìn)程的堆？
內存描述符的start_brk與brk字段分別限定了進(jìn)程堆區的開(kāi)始地址與結束地址。
與進(jìn)程對相關(guān)的庫函數或系統調用包括：
malloc(size) 從堆中請求size個(gè)字節的動(dòng)態(tài)內存
calloc(n, size) 請求n個(gè)大小為size的元素的數組空間，并將數組元素清0
realloc(ptr, size) 改變由前面malloc或calloc分配的內存區的大小
free(ptr) 釋放有malloc或calloc分配的內存區
brk(addr) 直接修改堆的大小，brk字段會(huì )被調整為頁(yè)面大小的整數倍，根據當前堆的大小調用do_mmap或do_munmap擴展或縮小線(xiàn)性區（在不超過(guò)限制范圍的前提下）
sbrk(increment) 增加或減少堆大小
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