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  • 虚拟地址空间大小
    千次阅读
    2019-07-30 21:31:02

    每个程序在被运行起来之后,它将拥有自己独立的虚拟地址空间这个虚拟地址空间的大小由计算机的硬件平台决定,具体是由cpu的位数决定的。比如32位的平台决定了虚拟地址空间位4G
    这4G空间的分配如下在这里插入图片描述
    1 内核空间
    最上面的1G。
    内核总是驻留在内存中,是操作系统的一部分。内核空间为内核保留,不允许应用程序读写该区域的内容或直接调用内核代码定义的函数。
    2 栈(stack)
    包括以下内容和用途:
    1 函数的返回值和参数。
    2 临时变量,包括非静态局部变量,以及编译器自动生成的临时变量。
    3 保存上下文:包括函数调用前后需保持不变的寄存器。
    3 内存映射段(mmap)
    该区域用于映射可执行文件用到的动态链接库。,若可执行文件依赖共享库,则系统会为这些动态库在从0x40000000开始的地址分配相应空间,并在程序装载时将其载入到该空间。在Linux 内核中,共享库的起始地址被往上移动至更靠近栈区的位置。
    4 堆(heap)
    堆用于存放进程运行时动态分配的内存段,可动态扩张或缩减。堆中内容是匿名的,不能按名字直接访问,只能通过指针间接访问。当进程调用malloc©/new(C++)等函数分配内存时,新分配的内存动态添加到堆上(扩张);当调用free©/delete(C++)等函数释放内存时,被释放的内存从堆中剔除(缩减) 。
    5 .BSS段
    .BSS(Block Started by Symbol)段中通常存放程序中以下符号:
    1 未初始化的全局变量和静态局部变量
    2 初始值为0的全局变量和静态局部变量(依赖于编译器实现)
    3 未定义且初值不为0的符号(该初值即common block的大小)

    6 数据段(.Data)
    数据段通常用于存放程序中已初始化且初值不为0的全局变量和静态局部变量。数据段属于静态内存分配(静态存储区),可读可写。
    7 代码段(text)
    代码段也称正文段或文本段,通常用于存放程序执行代码(即CPU执行的机器指令)。一般C语言执行语句都编译成机器代码保存在代码段。通常代码段是可共享的,因此频繁执行的程序只需要在内存中拥有一份拷贝即可。代码段通常属于只读,以防止其他程序意外地修改其指令(对该段的写操作将导致段错误)。某些架构也允许代码段为可写,即允许修改程序。
    8 保留区
    位于虚拟地址空间的最低部分,未赋予物理地址。任何对它的引用都是非法的,用于捕捉使用空指针和小整型值指针引用内存的异常情况。

    分段的好处
    进程运行过程中,代码指令根据流程依次执行,只需访问一次(当然跳转和递归可能使代码执行多次);而数据(数据段和BSS段)通常需要访问多次,因此单独开辟空间以方便访问和节约空间。
    此外,临时数据及需要再次使用的代码在运行时放入栈区中,生命周期短。全局数据和静态数据可能在整个程序执行过程中都需要访问,因此单独存储管理。堆区由用户自由分配,以便管理。

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  • 虚拟地址空间和物理地址空间

    千次阅读 2022-02-21 23:45:48
    每个进程都会分配虚拟地址空间,在32位机器上,该地址空间为4G 。平时以虚拟形式存储,当应用程序使用虚拟地址访问内存时/a.out执行,mmu将虚拟地址转换为物理地址执行(正常文件存储在磁盘中) 段错误:内存访问...

    1.概念

    物理地址:物理地址空间是实在的存在于计算机中的一个实体,在每一台计算机中保持唯一独立性。我们可以称它为物理内存;如在32位的机器上,物理空间的大小理论上可以达到2^32字节(4GB),但如果实际装了512的内存,那么其物理地址真正的有效部分只有512MB = 512 * 1024 KB = 512 * 1024 * 1024 B(0x00000000~0x1fffffff)。其他部分是无效的。

    虚拟地址:虚拟地址并不真实存在于计算机中。每个进程都分配有自己的虚拟空间,而且只能访问自己被分配使用的空间。理论上,虚拟空间受物理内存大小的限制,如给有4GB内存,那么虚拟地址空间的地址范围就应该是0x00000000~0xFFFFFFFF。每个进程都有自己独立的虚拟地址空间。这样每个进程都能访问自己的地址空间,这样做到了有效的隔离。

    在上面我们提到了合理的内存管理机制。我们这里虚拟地址和物理地址之间的映射是通过MMU(内存管理单元)来完成的。
    在这里插入图片描述
    MMU:将虚拟的地址转化为物理地址。
    段错误:内存访问非法,内核空间受保护
    堆空间存储后一定要释放

    优点:

    1.既然每个进程的内存空间都是一致而且固定的,所以链接器在链接可执行文件时,可以设定内存地址,而不用去管这些数据最终实际的内存地址,这是有独立内存空间的好处。

    2.当不同的进程使用同样的代码时,比如库文件中的代码,物理内存中可以只存储一份这样的代码,不同的进程只需要把自己的虚拟内存映射过去就可以了,节省内存。

    3.在程序需要分配连续的内存空间的时候,只需要在虚拟内存空间分配连续空间,而不需要实际物理内存的连续空间,可以利用碎片。

    另外,事实上,在每个进程创建加载时,内核只是为进程“创建”了虚拟内存的布局,具体就是初始化进程控制表中内存相关的链表,实际上并不立即就把虚拟内存对应位置的程序数据和代码(比如.text .data段)拷贝到物理内存中,只是建立好虚拟内存和磁盘文件之间的映射就好(叫做存储器映射),等到运行到对应的程序时,才会通过缺页异常,来拷贝数据。还有进程运行过程中,要动态分配内存,比如malloc时,也只是分配了虚拟内存,即为这块虚拟内存对应的页表项做相应设置,当进程真正访问到此数据时,才引发缺页异常。

    在这里插入图片描述

    在这里插入图片描述
    在进程里平时所说的指针变量,保存的就是虚拟地址。当应用程序使用虚拟地址访问内存时,处理器(CPU)会将其转化成物理地址(MMU)。

    这样做的好处在于:
    进程隔离,更好的保护系统安全运行
    屏蔽物理差异带来的麻烦,方便操作系统和编译器安排进程地址

    推荐一篇好文
    https://www.cnblogs.com/clover-toeic/p/3754433.html

    https://blog.csdn.net/qq_38526635/article/details/81981971?ops_request_misc=%257B%2522request%255Fid%2522%253A%2522164552919516780269823158%2522%252C%2522scm%2522%253A%252220140713.130102334…%2522%257D&request_id=164552919516780269823158&biz_id=0&utm_medium=distribute.pc_search_result.none-task-blog-2blogsobaiduend~default-1-81981971.nonecase&utm_term=RAM+ROM+cpu&spm=1018.2226.3001.4450

    https://www.jianshu.com/p/b6356e0ec63c

    展开全文
  • 初识虚拟地址空间

    2022-05-04 16:11:02
    物理地址虚拟地址 物理寻址:CPU访问存储器的最原始方法就是直接用物理地址(Physical Address, 可简称PA)。物理地址是唯一的。 虚拟寻址:CPU通过生成一个虚拟地址来访问内存,在访问前会把虚拟地址转化为物理...

    物理地址和虚拟地址

    物理寻址:CPU访问存储器的最原始方法就是直接用物理地址(Physical Address, 可简称PA)。物理地址是唯一的。
    在这里插入图片描述
    虚拟寻址:CPU通过生成一个虚拟的地址来访问内存,在访问前会把虚拟地址转化为物理地址。虚拟地址(virtual Address, 可简称VA)。
    在这里插入图片描述
    MMU:它是memory manage unit的缩写,内存管理单元。内存管理单元是CPU芯片上的硬件,它的作用是利用存放在内存中的表将虚拟地址转变成物理地址,这个转变的步骤被称为地址翻译

    我们平常写程序所看到的地址都是虚拟地址。
    验证:

    //mycode.c 
    1 # include <stdio.h>
    2 # include <unistd.h>
    3 int main(void)
    4 {
    5   int id;
    6   int val = 1314;
    7   id = fork();
    8   while(1)
    9   {
    10     if(id == 0)
    11     {
    12       //child
    13       printf("i am child, val=%d, my val_address: %p.\n",val , &val);       
    14       sleep(1);
    15     }
    16     else{
    17       //father
    18       val = 520; //将val的值修改成520
    19       printf("i am father, val=%d, my val_address: %p.\n",val, &val);
    20       sleep(1);
    21     }
    22     sleep(1);
    23   }
    24   return 0;
    25 }
    
    

    运行以上程序。
    在这里插入图片描述

    //提取内容
    i am father, val=520, my val_address: 0x7ffdca7cf3d8.
    i am child, val=1314, my val_address: 0x7ffdca7cf3d8.
    
    

    惊奇地发现,地址都是0x7ffdca7cf3d8,而地址中的内容一个是520,一个是1314,如果是同一个物理地址,值为什么会不一样!这说明我们看到的是虚拟地址,这些虚拟地址映射到了不同的物理地址。
    在这里插入图片描述

    我在文章里说的“内存”是物理内存

    地址空间

    地址空间:非负整数地址的有序集合。如果地址空间中的地址是连续的,则它是一个线性地址空间

    地址空间有:虚拟地址空间物理地址空间。虚拟地址空间实际上是把外部存储器的磁盘中的部分当作了内存,所以也叫虚拟内存,因为它不是真正的内存。

    地址空间大小的描述:地址空间内包含有2^n个地址,则称为n位地址空间。

    接下来的讨论将假设为线性的地址空间。
    在这里插入图片描述

    这样就像把地址空间划分成了一块一块的样子。

    • 虚拟地址空间划分成了许多固定大小的块,这些块被称为虚拟页(页面)。
    • 物理地址空间划分成了许多固定大小的块,这些块称为物理页(页帧、页框)。

    虚拟页的大小和物理页的大小讲究对齐原则。

    虚拟页面有以下几种状况。
    在这里插入图片描述

    • 未分配的:可理解为这块页还没有被使用,没有任何的数据和这个页关联,所以未分配的页不占据磁盘空间。
    • 已映射(已缓存):已经被缓存在了物理地址空间,也可以说当前映射在了物理页。
    • 未映射(未缓存):已经分配,但是还没有缓存在物理页(还没有映射到物理页)。

    缓存似乎有点抽象,映射要好理解得多!

    页表

    页表:是一个页表条目(PTE,Page Table Entry的缩写)的数组,存放在物理存储器中。内存管理单元通过页表将虚拟页映射到物理页,将虚拟地址翻译成物理地址。
    在这里插入图片描述
    虚拟页号当作数组下标,也就是虚拟页号当作索引,通过虚拟页号就可以找到对应的页表条目。
    在这里插入图片描述

    1】虚拟页0和3还未被分配。
    2】虚拟页1、2、4、7已映射到物理内存。
    3】虚拟页5、6已被分配,但是还没有映射到物理内存。

    有效位用于判断该虚拟页是否被映射到了物理内存中。CPU如果访问已经分配,但是还没有被映射到物理内存的虚拟页,这种情况称为缺页。假设现在CPU要访问vp5中的数据,当MMU内存管理单元从物理存储器中读PTE 5,它的有效位显示这个虚拟页还没有被映射,就会触发缺页异常,缺页异常会调用缺页异常处理程序

    • 1】选择一个牺牲页
    • 2】将牺牲页拷贝回虚拟内存
    • 3】修改牺牲页对应的页表条目
    • 4】把缺页的虚拟页映射到物理内存中牺牲页的位置
    • 5】再次跟新对应的页表条目。
    • 6】缺页异常处理程序返回
    • 7】重新启动导致缺页的指令
    • 8】正常

    这个过程暂时停止访问,转而去处理缺页,所以这叫缺页中断
    在这里插入图片描述

    在这里插入图片描述
    缺页中断时,操作系统需要选择内存里的一个页面,牺牲掉它的位置,让给要调入的虚拟页面。

    对于这个要牺牲掉的牺牲页,如果它在内存里的时候被修改过了,就需要把它写回磁盘上,更新这个页面在磁盘上的副本。如果没有修改过,就不需要写回去。你用word写过一些东西吧,当你在写的时候,这个数据就被加载进了内存里,如果你忘记保存了,那么下一次可能数据就丢失了,这就是因为页面被你修改了,但是你还没有更新磁盘上的副本,那么是不能永久保存的。

    那么操作系统会选择牺牲掉哪一个页面呢?
    发生缺页中断的时候,操作系统也许会随机的选择一个牺牲页来置换,但是这样并不好!在虚拟内存和内存之间传送页,这个动作称为页面调度,或者页面置换 ,还可以称为交换。针对不同的优化方向,衍生出了许多地页面调度的策略,这能够尽可能地达到最优性能。

    页面调度的策略就是页面调度算法,常见的页面调度算法:

    --
    最优页面调度最近未使用页面调度(NRU算法)
    先进先出页面调度(FIFO算法)第二次机会页面调度
    时钟页面调度最近最少使用页面调度(LRU算法)
    工作集页面调度工作集时钟页面调度
    最近不经常使用页面调度(NFU算法)……

    虚拟内存保护了物理内存

    上面所述的页表是简化的版本,实际上,页表条目(PTE)中不只有有效位,还有许多其他的标志位。

    • 修改位
    • 保护位
    • 访问位
    • 禁止高速缓存位
    • sup位

    保护位:PTE增加了保护位起到了保护的作用,保护位实际上就是做了一些权限,限制这个PTE对应的页面是否可以读、写、执行。不然你以为被const修饰的内容为什么能做到只读的呢?这里只是简单地举个例子。

    修改位:用于判断这个PTE所对应的页面是否被修改过,缺页中断要进行页面换出时,这是非常有用的,如果牺牲页面驻留在内存时被修改过了,那么就必须把该页面写回磁盘,目的是更新磁盘上该页面的副本。修改位也称为“脏位”,这个页面被修改了——>“这个页面脏了”

    访问位:在发生缺页中断时,操作系统可以借助访问位的值来选择牺牲页。

    高速缓存禁止位:顾名思义,这个标志位可以禁止该PTE对应的页面进行高速缓存。

    sup位:这个位用于表示是否需要在内核模式(内核态)才能访问页面。

    地址翻译

    MMU是如何利用页表实现地址翻译的?

    CPU中有一个寄存器,页表基址寄存器(PTBR),这个寄存器指向当前页表的首地址。而虚拟地址显示了虚拟页号(VPN)和虚拟页偏移量(VPO)。MMU通过虚拟页号找到对应的页表条目(PTE),因为虚拟页和物理页讲究对齐原则,所以虚拟页的偏移量和该物理页面的偏移量是一样的将页表条目(PTE)里的物理页号和物理页的偏移量串联起来,得到对应的物理地址。

    在这里插入图片描述

    加速地址翻译

    上面所描述的页表实际上是慢表

    什么?慢表?难不成还有快表吗!没错,页表有慢表和快表

    之所以说前面描述的存储在物理内存中的页表是慢表,是因为有了分页机制后,当CPU产生一个虚拟地址时,内存管理单元MMU就需要去内存访问一次PTE,后面还要访问物理内存中的物理页面,至少要访问两次物理内存!导致现在至少访问两次物理内存才相当于原本的访问一次物理内存,那么还会有人需要分页机制吗?

    实际上很多的程序总是反复地读取少量的页面,其他的页面很少被访问,根据这个突破点,在内存管理单元MMU中设置了一个硬件设备——>翻译后备缓冲器(Translation Lookaside Buffer,简称TLB)。 也可以称为快表或者相联存储器

    快表实际上就是一个比较小的缓存,每个缓存行里保存着一个PTE

    多级页表

    当虚拟地址空间非常大的时候,对应的页表也就非常地大,比物理内存还要大,这是万万不行的!所以要想办法 压缩页表

    压缩页表的最常用的办法就是划分层次结构,划分出层次结构,那么就衍生出了多级页表

    好比以前没有网络的时候,学校要面对全校师生个人召开重要的会议,找学校里的一个人,但是学校的人太多了,常用的方法就是划分出层次来分批召开会议,领导先给各班的老师开会传达内容,然后各班老师来给寝室长开会传达内容,寝室长给其他人员开会传达内容,最终就可以找到这个人。
    在这里插入图片描述
    多级页表类似于这样的机制。
    多级页表可以避免把全部的页表一直驻留在物理内存中,特别是一些不用的页表,免得浪费物理内存。

    • 如果一级页表是空的,其二级页表则不存在。
    • 只需要一级页表总是驻留在内存中,而其他级的页表只最经常使用的才有必要缓存在内存中,这样能够有效地缓解内存的“压力”。
    展开全文
  • 虚拟地址空间

    千次阅读 2021-08-04 10:29:42
    虚拟地址空间1. 虚拟地址空间1.1 定义1.2 背景(为什么需要虚拟地址空间?)1.3 大小1.4 组成1.5 页表映射物理内存1.5.1 局部性原理(动态装入的基本原理)1.5.2 两个映射1.5.3 页错误 1. 虚拟地址空间 1.1 定义 地址...

    1. 虚拟地址空间

    1.1 定义

    虚拟存储器是一个抽象概念,它为每个进程提供了一个假象,好像每个进程都在独占地使用主存。每个进程看到的存储器都是一致的,称之为虛拟地址空间

    地址空间就是每个进程所能访问的内存地址范围,是一段连续的虚拟内存空间。
    在这里插入图片描述

    1.2 背景(为什么需要虚拟地址空间?)

    因为早期的计算机运行方式是直接将程序运行在物理内存上。这就存在三个问题:

    问题1. 地址空间不隔离
    	所有进程都直接访问物理地址,程序使用的物理空间不是隔离的
    	
    问题2. 运行效率低
    	监控程序直接将整个程序装入内存进行执行
    	
    问题3. 运行地址不确定
    	因为每次执行装入的物理地址是不确定的
    

    为了解决以上三个问题,增加了一个中间层,用来解决上面的问题。
    那就是给出一个虚拟地址,然后通过一种映射关系,将其与物理地址进行映射,将虚拟地址转换成物理地址。
    这样就能解决存在的问题1和问题3,问题2需要页映射来解决。

    这个可以看之前的博客介绍。
    https://blog.csdn.net/lqy971966/article/details/99533610

    1.3 大小/平坦地址空间

    每个进程都有一个32位或者64位的平坦(flat)地址空间,具体大小取决于体系结构。
    平坦指地址空间范围是一个独立的连续空间,如0~4294967295(2^32)。
    因为每个内存都有唯一的平坦地址空间,所以一个进程的地址空间与另一个进程的地址空间即使有相同的内存地址,实际上也彼此互不相干。

    1.4 内存区域

    1.4.1 内存区域定义

    尽管一个进程可以寻址4GB的虚拟内存,但这并不代表它有权访问所有的虚拟地址。

    可被访问的合法地址空间称为内存区域(memory areas)
    

    通过内核,进程可以给自己的地址空间动态地添加或减少内存区域。进程只能访问有效内存区域内的内存地址,每个内存区域也具有相关权限属性(可读、可写、可执行)。

    1.4.2 内存区域组成(进程地址空间)

    linux下,进程虚拟空间分为:操作系统占1GB,进程占3GB。
    linux下一个进程的地址空间从上到下依次是:

    内核空间:内核是操作系统总是驻留在存储器中的部分
    	应用程序不允许读写这个区域的内容或者直接调用内核代码定义的函数
    	
    栈:临时变量,返回值等,向低地址扩展
    	用户栈在程序执行期间可以动态地扩展和收缩
    	调用函数时,栈就会增长每次我们从函数返回时,栈就会收缩
    	
    共享库:存放像C标准库和数学库这样共享库的代码和数据的区域
    
    堆:动态分配的内存,向高地址扩展
    	调用像malc和free这样的C标准库函数的结果,堆可以在运态地扩展和收缩
    	
    bss段数据:即未初始化全局变量的内存映射
    
    数据段(只读数据段):即可执行文件的已初始化全局变量的内存映射
    
    代码段:即可执行文件二进制代码的内存映射(可执行文件映像)
    
    保留区域
    

    1.5 页表映射物理内存

    地址空间最终会通过页表映射到物理内存上,因为内核操作的是物理内存。

    1.5.1 局部性原理(动态装入的基本原理)

    程序运行时是有局部性原理的,所以可以将最常用的部分驻留内存中,其他放在硬盘里,这就是动态装入的基本原理。

    页:
    OS将内存和磁盘中的数据和指令按照页/page为单位划分成若干个页。
    以后所有的装载和操作的单位就是页。
    

    1.5.2 两个映射

    创建虚拟地址空间的本质是:创建映射函数需要的数据结构。

    映射1:
    建立虚拟空间和可执行文件的映射关系

    其实这个关系就是:发生页错误时,OS应该知道程序当前需要的页在可执行文件中的哪一个位置。
    
    映像文件(Image):
    因为可执行文件在被装载时是被映射到虚拟地址空间的,所以很多时候可执行文件又被叫做映像文件。
    这种映射关系也是保存在OS中的一个数据结构中的。
    
    虚拟内存区域(VMA: Virtual Memory Area):
    linux将进程虚拟空间中的一个段叫做虚拟内存区域。windows叫做虚拟段。
    

    映射2:
    建立虚拟空间的各个页映射到相应的物理地址的映射

    在这里插入图片描述
    自己画的,参考之前的博客:https://blog.csdn.net/lqy971966/article/details/106910442

    1.5.3 页错误

    定义:
    当cpu执行进程的某个页面时,发现他要访问的页(虚拟地址的页)没有在物理内存中,而导致的中断(页错误)。
    (一个可执行文件可能很大,放在磁盘上,由局部性原理一次只将其中一部分读进内存)

    解决:
    通过页交换将虚拟页映射至物理内存中。

    详细请参考之前的博客:页错误 Page Fault 详解
    https://blog.csdn.net/lqy971966/article/details/106910442

    展开全文
  • 1GB = 1024MB = 1024 * 1024KB = 1024 * 1024 * 1024B = 2^10 * 2^10 * 2^10B = 2^30B 所以32位的系统是2^32 = 4 * 2^30 = 2^2 * 2^30 = 4 * 1GB
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  • Linux——环境变量、虚拟地址空间

    千次阅读 2021-03-21 17:35:14
    文章目录一、环境变量1.1 常见的环境变量1.2 与环境变量相关的命令1.3 环境变量的组织方式二、虚拟地址空间2.2 虚拟地址空间的访问过程三、虚拟地址空间的管理方式3.1 页式管理3.2 段式管理3.3 段页式管理 ...
  • x+PAGE_OFFSET x+PAGE_OFFSET o 对于用户空间而言 它与物理内存 Linux 进程的虚拟地址空间 在 x86 体系结构中分段机制是必选的 而分页机制则可 由具体的操作系统而选择 Linux 通过让段的基地址为 0 而 巧妙的绕过了...
  • Linux虚拟地址空间

    千次阅读 2018-11-02 21:18:47
    Linux虚拟地址空间 注:本文来自篇博客整理,具体博客链接在博客下方 在任务操作系统中,每个进程都运行在属于自己的内存沙盘中。这个沙盘就是虚拟地址空间(Virtual Address Space),在32位模式下它是一个4GB的...
  • 虚拟地址空间映射到物理地址空间

    千次阅读 2018-09-07 09:06:45
    虚拟地址空间映射到物理地址空间参考如下  当处理器读或写入内存位置时,它会使用虚拟地址。作为读或写操作的一部分,处理器将虚拟地址转换为物理地址。通过虚拟地址访问内存有以下优势:  程序可以使用一系列...
  • 物理地址空间虚拟地址空间

    千次阅读 2018-02-18 21:43:18
    一、物理地址(空间) &nbsp; &nbsp; 因为CPU是32位的,其地址总线是32位的,所以其地址总线可编码的个数是2^32(4G),这2^32个物理地址的集合就是物理地址...二、虚拟地址(空间) &nbsp; &nbsp; ...
  • 虚拟地址空间 及 页表 详解

    千次阅读 2019-05-06 13:24:03
    每个进程都有一个 32位或64位 的平坦地址空间空间大小取决于体系结构。(平坦指的是地址空间范围是一个独立的连续空间) 一些操作系统提供了段地址空间,这种地址空间并非是一个独立的线性区域,而是被分段的,...
  • 为什么要有虚拟地址空间:先从没有虚拟地址空间说起吧,没有虚拟地址空间的时候,程序都是直接访问和操作物理内存。但会有一些问题: 1. 用户可以访问任意的内存,寻址内存的每个字节,这样容易破坏操作系统,造成...
  • 操作系统-虚拟内存、虚拟地址空间机制

    千次阅读 多人点赞 2019-04-07 20:15:44
    为何虚拟地址可以起到这样的作用:512M内存的机器,可跑1G大小的游戏? 虚拟内存技术体现了哪些设计原则? 虚拟内存简介 虚拟内存有哪些能力? 给所有进程提供一致的地址空间,每个进程都认为自己是在独占使用单机...
  • 32位x86体系linux虚拟地址空间

    千次阅读 2017-10-12 00:02:38
    每个程序被运行起来以后,它将...硬件决定了地址空间的最大理论上限,即硬件的寻址空间的大小,例如,32位x86体系linux虚拟地址空间是4GB的虚拟空间大小地址范围是0~2^32-1,即0x00000000~0xFFFFFFFF。 0X00000
  • 00. 目录 文章目录00. 目录01. 早期的内存分配机制02. 分段03. 分页04....当计算机同时运行个程序时,必须保证这些程序用到的内存总量要小于计算机实际物理内存的大小。 那当程序同时运行个程序时...

空空如也

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虚拟地址空间大小

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