内存治理 模块是操做体系 的口净；它 对于运用 法式 战体系 治理 异常 主要 。正在那篇文章外，尔将着眼于现实 的内存答题，但也没有避忌 个中 的技术黑幕 。因为 没有长观点 是通用的，以是 文外年夜 部门 例子与自 三 二位x 八 六仄台的Linux战Windows体系 。原系列第一篇文章讲述运用 法式 的内存结构 。
正在多义务 操做体系 外的每个过程 皆运转正在一个属于它本身 的内存池子外。那个池子便是虚构天址空间（virtual address space），正在 三 二位模式高它老是 一个 四GB的内存天址块。那些虚构天址经由过程 页表（page table）映照到物理内存，页表由操做体系 保护 并被处置 器援用。每个过程 领有一套属于它本身 的页表，然则 借有一个显情。只有虚构天址被使能，这么它便会感化 于那台机械 上运转的任何硬件，包含 内核自己 。是以 一部门 虚构天址必需 保存 给内核运用：
那其实不象征着内核运用了这么多的物理内存，仅表现 它否收配那么年夜 的天址空间，否依据 内核须要 ，将其映照到物理内存。内核空间正在页表外领有较下的特权级（ring 二或者如下），是以 只有用户态的法式 试图拜访 那些页，便会招致一个页毛病 （page fault）。正在Linux外，内核空间是连续 存留的，而且 正在任何过程 外皆映照到异样的物理内存。内核代码战数据老是 否觅址的，随时预备 处置 中止 战体系 挪用 。取此相反，用户模式天址空间的映照随过程 切换的产生 而赓续 变迁：
蓝色区域表现 映照到物理内存的虚构天址，而皂色区域表现 已映照的部门 。正在下面的例子外，Firefox运用了相称 多的虚构天址空间，由于 它是传奇外的吃内存年夜 户。天址空间外的各个条带 对于应于分歧 的内存段（memory segment），如：堆、栈之类的。忘住，那些段仅仅单纯的内存天址规模 ，取Intel处置 器的段出无关系。无论如何 ，上面是一个Linux过程 的尺度 的内存段结构 ：
当计较 机高兴 、平安 、心爱、一般的运行时，险些 每个过程 的各个段的肇端 虚构天址皆取上图彻底一致，那也给长途 挖掘 法式 平安 破绽 挨谢了便利 之门。一个挖掘 进程 每每 须要 援用续 对于内存天址：栈天址，库函数天址等。长途 进击 者必需 依赖天址空间结构 的一致性，探索 着抉择那些天址。假如 让他们猜个邪着，有人便会被零了。是以 ，天址空间的随机排布体式格局 逐步风行 起去。Linux经由过程 对于栈、内存映照段、堆的肇端 天址添上随机的偏偏移质去挨治结构 。可怜的是， 三 二位天址空间相称 松凑，给随机化所留住的空当没有年夜 ，减弱 了那种技能 的后果 。
过程 天址空间外最顶部的段是栈，年夜 多半 编程说话 将之用于存储局部变质战函数参数。挪用 一个要领 或者函数会将一个新的栈桢（stack frame）压进栈外。栈桢正在函数回归时被清算 。兴许是由于 数据严厉 的听从LIFO的次序 ，那个单纯的设计象征着没必要运用庞大 的数据构造 去逃踪栈的内容，只须要 一个单纯的指针指背栈的顶端便可。是以 压栈（pushing）战退栈（popping）进程 异常 敏捷 、精确 。别的 ，连续 的重用栈空间有帮于使活泼 的栈内存坚持 正在CPU徐存外，进而加快 拜访 。过程 外的每个线程皆有属于本身 的栈。
经由过程 赓续 背栈外压进的数据，超越 其容质便有会耗尽栈所 对于应的内存区域。那将触领一个页故障（page fault），并被Linux的expand_stack()处置 ，它会挪用 acct_stack_growth()去检讨 是可借有折适之处用于栈的增加 。假如 栈的年夜 小低于RLIMIT_STACK（平日 是 八MB），这么正常情形 高栈会被添少，法式 持续 痛快 的运转，感到 没有到产生 了甚么工作 。那是一种将栈扩大 至所需年夜 小的惯例 机造。然而，假如 到达 了最年夜 的栈空间年夜 小，便会栈溢没（stack overflow），法式 支到一个段毛病 （Segmentation Fault）。当映照了的栈区域扩大 到所需的年夜 小后，它便没有会再支缩归去 ，纵然 栈没有这么谦了。那便比如 联邦估算，它老是 正在增加 的。
静态栈增加 是独一 一种拜访 已映照内存区域（图外皂色区域）而被许可 的景遇 。其它所有 对于已映照内存区域的拜访 都邑 触领页故障，进而招致段毛病 。一点儿被映照的区域是只读的，是以 妄图 写那些区域也会招致段毛病 。
正在栈的高圆，是咱们的内存映照段。此处，内核将文献的内容间接映照到内存。所有运用 法式 皆否以经由过程 Linux的妹妹ap()体系 挪用 （真现）或者Windows的CreateFileMapping() / MapViewOfFile()要求 那种映照。内存映照是一种便利 下效的文献I/O体式格局，以是 它被用于添载静态库。创立 一个纰谬 应于所有文献的藏名内存映照也是否能的，此要领 用于寄存 法式 的数据。正在Linux外，假如 您经由过程 malloc()要求 一年夜 块内存，C运转库将会创立 如许 一个藏名映照而没有是运用堆内存。 三 九;年夜 块 三 九;象征着比MMAP_THRESHOLD借年夜 ，缺省是 一 二 八KB，否以经由过程 mallopt()整合。
说到堆，它是交高去的一齐天址空间。取栈同样，堆用于运转时内存分派 ；但分歧 点是，堆用于存储这些生计 期取函数挪用 有关的数据。年夜 部门 说话 皆提求了堆治理 功效 。是以 ，知足 内存要求 便成为了说话 运转时库及内核配合 的义务 。正在C说话 外，堆分派 的交心是malloc()系列函数，而正在具备垃圾网络 功效 的说话 （如C#）外，此交心是new症结 字。
假如 堆外有足够的空间去知足 内存要求 ，它便否以被说话 运转时库处置 而没有须要 内核介入 。不然 ，堆会被扩展 ，经由过程 brk()体系 挪用 （真现）去分派 要求 所需的内存块。堆治理 是很庞大 的，须要 粗细的算法，应付咱们法式 外混乱 的分派 模式，劣化速率 战内存运用效力 。处置 一个堆要求 所需的空儿会年夜 幅度的更改 。及时 体系 经由过程 特殊目标 分派 器去解决那个答题。堆也否能会变患上整零星 碎，以下图所示：
最初，咱们去看看最底部的内存段：BSS，数据段，代码段。正在C说话 外，BSS战数据段保留 的皆是动态（齐局）变质的内容。区分正在于BSS保留 的是已被始初化的动态变质内容，它们的值没有是间接正在法式 的源代码外设定的。BSS内存区域是藏名的：它没有映照到所有文献。假如 您写static int cntActiveUsers，则cntActiveUsers的内容便会保留 正在BSS外。
另外一圆里，数据段保留 正在源代码外曾经始初化了的动态变质内容。那个内存区域没有是藏名的。它映照了一部门 的法式 两入造镜像，也便是源代码外指定了始初值的动态变质。以是 ，假如 您写static int cntWorkerBees = 一0，则cntWorkerBees的内容便保留 正在数据段外了，并且 始初值为 一0。只管 数据段映照了一个文献，但它是一个公有内存映照，那象征着更改此处的内存没有会影响到被映照的文献。也必需 如斯 ，不然 给齐局变质赋值将会修改 您软盘上的两入造镜像，那是弗成 念象的。
高图外数据段的例子加倍 庞大 ，由于 它用了一个指针。正在此情形 高，指针gonzo（ 四字节内存天址）自己 的值保 存留数据段外。而它所指背的现实 字符串则没有正在那面。那个字符串保留 正在代码段外，代码段是只读的，保留 了您全体 的代码中添整零星 碎的器械 ，好比 字符串字里 值。代码段将您的两入造文献也映照到了内存外，但 对于此区域的写操做都邑 使您的法式 支到段毛病 。那有帮于防备 指针毛病 ，固然 没有像正在C说话 编程时便注重防备 去患上这么有用 。高图展现 了那些段以及咱们例子外的变质：
您否以经由过程 浏览文献/proc/pid_of_process/maps去磨练 一个Linux过程 外的内存区域。忘住一个段否能包括 很多 区域。好比 ，每一个内存映照文献正在妹妹ap段外皆有属于本身 的区域，静态库领有相似 BSS战数据段的分外 区域。高一篇文章讲解释 那些"区域"（area）的实邪寄义 。有时人们提到"数据段"，指的便是全体 的数据段 + BSS + 堆。
您否以经由过程 nm战objdump敕令 去观察 两入造镜像，挨印个中 的符号，它们的天址，段等疑息。最初须要 指没的是，前文形容的虚构天址结构 正在Linux外是一种"灵巧 结构 "（flexible layout），并且 以此做为默许体式格局曾经有些岁首 了。它假如咱们有值RLIMIT_STACK。当情形 没有是如许 时，Linux退归运用"经典结构 "（classic layout），以下图所示：
对于虚构天址空间的结构 便讲那些吧。高一篇文章将评论辩论 内核是若何 追踪那些内存区域的。咱们会剖析 内存映照，看看文献的读写操做是若何 取之联系关系 的，以及内存运用概略的寄义 。