一進程空間分佈概述對於一個進程，其空間分佈如下圖所示：程式段(Text):程式代碼在記憶體中的映射，存放函數體的二進位代碼。初始化過的數據(Data):在程式運行初已經對變數進行初始化的數據。未初始化過的數據(BSS):在程式運行初未對變數進行初始化的數據。棧 (Stack):存儲局部、臨 ...

一進程空間分佈概述

對於一個進程，其空間分佈如下圖所示：

程式段(Text):程式代碼在記憶體中的映射，存放函數體的二進位代碼。

初始化過的數據(Data):在程式運行初已經對變數進行初始化的數據。

未初始化過的數據(BSS):在程式運行初未對變數進行初始化的數據。

棧 (Stack):存儲局部、臨時變數，函數調用時，存儲函數的返回指針，用於控制函數的調用和返回。在程式塊開始時自動分配記憶體,結束時自動釋放記憶體，其操作方式類似於數據結構中的棧。

堆 (Heap):存儲動態記憶體分配,需要程式員手工分配,手工釋放.註意它與數據結構中的堆是兩回事，分配方式類似於鏈表。

註：1.Text, BSS, Data段在編譯時已經決定了進程將占用多少VM 可以通過size，知道這些信息： 2. 正常情況下，Linux進程不能對用來存放程式代碼的記憶體區域執行寫操作，即程式代碼是以只讀的方式載入到記憶體中，但它可以被多個進程安全的共用。二內核空間和用戶空間 Linux的虛擬地址空間範圍為0～4G，Linux內核將這4G位元組的空間分為兩部分，將最高的1G位元組（從虛擬地址0xC0000000到0xFFFFFFFF）供內核使用，稱為“內核空間”。而將較低的3G位元組（從虛擬地址0x00000000到0xBFFFFFFF）供各個進程使用，稱為“用戶空間。因為每個進程可以通過系統調用進入內核，因此，Linux內核由系統內的所有進程共用。於是，從具體進程的角度來看，每個進程可以擁有4G位元組的虛擬空間。

Linux使用兩級保護機制：0級供內核使用，3級供用戶程式使用，每個進程有各自的私有用戶空間（0～3G），這個空間對系統中的其他進程是不可見的，最高的1GB位元組虛擬內核空間則為所有進程以及內核所共用。
內核空間中存放的是內核代碼和數據，而進程的用戶空間中存放的是用戶程式的代碼和數據。不管是內核空間還是用戶空間，它們都處於虛擬空間中。雖然內核空間占據了每個虛擬空間中的最高1GB位元組，但映射到物理記憶體卻總是從最低地址（0x00000000），另外，使用虛擬地址可以很好的保護內核空間被用戶空間破壞，虛擬地址到物理地址轉換過程有操作系統和CPU共同完成(操作系統為CPU設置好頁表，CPU通過MMU單元進行地址轉換)。

註：多任務操作系統中的每一個進程都運行在一個屬於它自己的記憶體沙盒中，這個沙盒就是虛擬地址空間（virtual address space），在32位模式下，它總是一個4GB的記憶體地址塊。這些虛擬地址通過頁表（page table）映射到物理記憶體，頁表由操作系統維護並被處理器引用。每個進程都擁有一套屬於它自己的頁表。進程記憶體空間分佈如下圖所示：

通常32位Linux內核地址空間劃分0~3G為用戶空間，3~4G為內核空間註: 1.這裡是32位內核地址空間劃分，64位內核地址空間劃分是不同的 2.現代的操作系統都處於32位保護模式下。每個進程一般都能定址4G的物理空間。但是我們的物理記憶體一般都是幾百M，進程怎麼能獲得4G 的物理空間呢？這就是使用了虛擬地址的好處，通常我們使用一種叫做虛擬記憶體的技術來實現，因為可以使用硬碟中的一部分來當作記憶體使用。

Linux系統對自身進行了劃分，一部分核心軟體獨立於普通應用程式，運行在較高的特權級別上，它們駐留在被保護的記憶體空間上，擁有訪問硬體設備的所有許可權，Linux將此稱為內核空間。
相對地，應用程式則是在“用戶空間”中運行。運行在用戶空間的應用程式只能看到允許它們使用的部分系統資源，並且不能使用某些特定的系統功能，也不能直接訪問內核空間和硬體設備，以及其他一些具體的使用限制。
將用戶空間和內核空間置於這種非對稱訪問機制下有很好的安全性，能有效抵禦惡意用戶的窺探，也能防止質量低劣的用戶程式的侵害，從而使系統運行得更穩定可靠。內核空間在頁表中擁有較高的特權級（ring2或以下），因此只要用戶態的程式試圖訪問這些頁，就會導致一個頁錯誤（page fault）。在Linux中，內核空間是持續存在的，並且在所有進程中都映射到同樣的物理記憶體，內核代碼和數據總是可定址的，隨時準備處理中斷和系統調用。與之相反，用戶模式地址空間的映射隨著進程切換的發生而不斷的變化，如下圖所示：

上圖中藍色區域表示映射到物理記憶體的虛擬地址，而白色區域表示未映射的部分。可以看出，Firefox使用了相當多的虛擬地址空間，因為它占用記憶體較多。

三進程記憶體佈局 Linux進程標準的記憶體段佈局，如下圖所示，地址空間中的各個條帶對應於不同的記憶體段（memory segment），如：堆、棧之類的。

註：這些段只是簡單的虛擬記憶體地址空間範圍，與Intel處理器的段沒有任何關係。幾乎每個進程的虛擬地址空間中各段的分佈都與上圖完全一致，這就給遠程發掘程式漏洞的人打開了方便之門。一個發掘過程往往需要引用絕對記憶體地址：棧地址，庫函數地址等。遠程攻擊者必須依賴地址空間分佈的一致性，來探索出這些地址。如果讓他們猜個正著，那麼有人就會被整了。因此，地址空間的隨機排布方式便逐漸流行起來，Linux通過對棧、記憶體映射段、堆的起始地址加上隨機的偏移量來打亂佈局。但不幸的是，32位地址空間相當緊湊，這給隨機化所留下的空間不大，削弱了這種技巧的效果。棧

進程地址空間中最頂部的段是棧，大多數編程語言將之用於存儲函數參數和局部變數。調用一個方法或函數會將一個新的棧幀（stack frame）壓入到棧中，這個棧幀會在函數返回時被清理掉。由於棧中數據嚴格的遵守FIFO的順序，這個簡單的設計意味著不必使用複雜的數據結構來追蹤棧中的內容，只需要一個簡單的指針指向棧的頂端即可，因此壓棧（pushing）和退棧（popping）過程非常迅速、準確。進程中的每一個線程都有屬於自己的棧。

通過不斷向棧中壓入數據，超出其容量就會耗盡棧所對應的記憶體區域，這將觸發一個頁故障（page fault），而被Linux的expand_stack()處理，它會調用acct_stack_growth()來檢查是否還有合適的地方用於棧的增長。如果棧的大小低於RLIMIT_STACK（通常為8MB），那麼一般情況下棧會被加長，程式繼續執行，感覺不到發生了什麼事情。這是一種將棧擴展到所需大小的常規機制。然而，如果達到了最大棧空間的大小，就會棧溢出（stack overflow），程式收到一個段錯誤（segmentation fault）。

註:動態棧增長是唯一一種訪問未映射記憶體區域而被允許的情形，其他任何對未映射記憶體區域的訪問都會觸發頁錯誤，從而導致段錯誤。一些被映射的區域是只讀的，因此企圖寫這些區域也會導致段錯誤。記憶體映射段在棧的下方是記憶體映射段，內核將文件的內容直接映射到記憶體。任何應用程式都可以通過Linux的mmap()系統調用或者Windows的CreateFileMapping()/MapViewOfFile()請求這種映射。記憶體映射是一種方便高效的文件I/O方式，所以它被用來載入動態庫。創建一個不對應於任何文件的匿名記憶體映射也是可能的，此方法用於存放程式的數據。在Linux中，如果你通過malloc()請求一大塊記憶體，C運行庫將會創建這樣一個匿名映射而不是使用堆記憶體。“大塊”意味著比MMAP_THRESHOLD還大，預設128KB，可以通過mallocp()調整。堆與棧一樣，堆用於運行時記憶體分配；但不同的是，堆用於存儲那些生存期與函數調用無關的數據。大部分語言都提供了堆管理功能。在C語言中，堆分配的介面是malloc()函數。如果堆中有足夠的空間來滿足記憶體請求，它就可以被語言運行時庫處理而不需要內核參與，否則，堆會被擴大，通過brk()系統調用來分配請求所需的記憶體塊。堆管理是很複雜的，需要精細的演算法來應付我們程式中雜亂的分配模式，優化速度和記憶體使用效率。處理一個堆請求所需的時間會大幅度的變動。實時系統通過特殊目的分配器來解決這個問題。堆在分配過程中可能會變得零零碎碎，如下圖所示：

一般由程式員分配釋放，若程式員不釋放，程式結束時可能由OS回收。註意它與數據結構中的堆是兩回事，分配方式類似於鏈表。 BBS和數據段在C語言中，BSS和數據段保存的都是靜態（全局）變數的內容。區別在於BSS保存的是未被初始化的靜態變數內容，他們的值不是直接在程式的源碼中設定的。BSS記憶體區域是匿名的，它不映射到任何文件。如果你寫static intcntActiveUsers，則cntActiveUsers的內容就會保存到BSS中去。數據段保存在源代碼中已經初始化的靜態變數的內容。數據段不是匿名的，它映射了一部分的程式二進位鏡像，也就是源代碼中指定了初始值的靜態變數。所以，如果你寫static int cntActiveUsers=10，則cntActiveUsers的內容就保存在了數據段中，而且初始值是10。儘管數據段映射了一個文件，但它是一個私有記憶體映射，這意味著更改此處的記憶體不會影響被映射的文件。

你可以通過閱讀文件/proc/pid_of_process/maps來檢驗一個Linux進程中的記憶體區域。記住：一個段可能包含許多區域。比如，每個記憶體映射文件在mmap段中都有屬於自己的區域，動態庫擁有類似BSS和數據段的額外區域。有時人們提到“數據段”，指的是全部的數據段+BSS+堆。

你還可以通過nm和objdump命令來察看二進位鏡像，列印其中的符號，它們的地址，段等信息。最後需要指出的是，前文描述的虛擬地址佈局在linux中是一種“靈活佈局”，而且作為預設方式已經有些年頭了，它假設我們有值RLIMT_STACK。但是，當沒有該值得限制時，Linux退回到“經典佈局”，如下圖所示：

進程記憶體分佈

　　之前一直在分析棧，棧這個東西的作用也介紹得差不多了，但是棧在哪兒還沒有搞清楚，以及堆、代碼、全局變數它們在哪兒，這都牽涉到進程的記憶體分佈。

linux 0.01 的進程記憶體分佈

　　記憶體分佈隨著操作系統的更新換代，越來越科學合理，也越來越複雜，所以我們還是先瞭解一下早期操作系統的典型 linux 0.01 的進程的記憶體分佈：

　　linux 0.01 的一個進程固定擁有64MB的線性記憶體空間（ACM競賽中單個程式的最大記憶體占用限製為64MB，這肯定有貓膩O(∩_∩)O~），各個進程挨個放置在一張頁目錄表中，一個頁目錄表可管理4G的線性空間，因此 linux0.01 最多有 64個進程。每個進程的記憶體分佈如下：

.text 里存的是機器碼序列
.rodata 里存的是源字元串等只讀內容
.data 里存的是初始化的全局變數
.bss 上一篇介紹過了，存的是未初始化的全局變數
堆、棧就不用介紹了吧！
【註意】static 變數未初始化預設賦值為0或者空格。未初始化變數和初始化為0，都分配在.bss段。

　　.text .rodata .data .bss 是常駐記憶體的，也就是說進程從開始運行到進程僵死它們一直蹲在那裡，所以訪問它們用的是常量地址；而棧是不斷的加幀（函數調用）、減幀（函數返回）的，幀內的局部變數只能用相對於當前 esp（指向棧頂）或 ebp（指向當前幀）的相對地址來訪問。

　　棧被放置在高地址也是有原因的：調用函數（加幀）是減 esp 的，函數返回（減幀）是加 esp 的，調用在前，所以棧是向低地址擴展的，放在高地址再合適不過了。

現代操作系統的進程記憶體分佈

　　認識了 linux 0.01 的記憶體分佈後，再看看現代操作系統的記憶體分佈發生了什麼變化：

　　首先，linux 0.01 進程的64MB記憶體限制太過時了，現在的程式都有潛力使用到 2GB、3GB 的記憶體空間（每個進程一張頁目錄表），當然，機器有硬傷的話也沒辦法，我的電腦就只有 2GB 的記憶體，想用 3GB 的記憶體是沒指望了。但也不是有4GB記憶體就可以用4GB（32位），因為操作系統還要占個坑呢！現代 linux 中 0xC0000000 以上的 1GB 空間是操作系統專用的，而 linux 0.01 中第1個 64MB 是操作系統的坑，所以別的進程完全占有它們的 64MB，也不用跟操作系統客氣。

　　其次，linux 0.01只有進程沒有線程，但是現代 linux 有多線程了（linux 的線程其實是個輕量級的進程），一個進程的多個線程之間共用全局變數、堆、打開的文件…… 但棧是不能共用的：棧中各層函數幀代表著一條執行線索，一個線程是一條執行線索，所以每個線程獨占一個棧，而這些棧又都必須在所屬進程的記憶體空間中。

　　根據以上兩點，進程的記憶體分佈就變成了下麵這個樣子：