内存管理是操作系统的核心任务；它对程序员和系统管理员来说也是至关重要的。在接下来的几篇文章中，我将从实践出发着眼于内存管理，并深入到它的内部结构。虽然这些概念很通用，但示例大都来自于 32 位 x86 架构的 Linux 和 Windows 上。这第一篇文章描述了在内存中程序如何分布。

在一个多任务操作系统中的每个进程都运行在它自己的内存“沙箱”中。这个沙箱是一个 虚拟地址空间 virtual address space ，在 32 位的模式中它总共有 4GB 的内存地址块。这些虚拟地址是通过内核 页表 page table 映射到物理地址的，并且这些虚拟地址是由操作系统内核来维护，进而被进程所消费的。每个进程都有它自己的一组页表，但是这里有点玄机。一旦虚拟地址被启用，这些虚拟地址将被应用到这台电脑上的 所有软件，包括内核本身。因此，一部分虚拟地址空间必须保留给内核使用：

但是，这并不是说内核就使用了很多的物理内存，恰恰相反，它只使用了很少一部分可用的地址空间映射到其所需要的物理内存。内核空间在内核页表中被标记为独占使用于 特权代码 （ring 2 或更低），因此，如果一个用户模式的程序尝试去访问它，将触发一个页面故障错误。在 Linux 中，内核空间是始终存在的，并且在所有进程中都映射相同的物理内存。内核代码和数据总是可寻址的，准备随时去处理中断或者系统调用。相比之下，用户模式中的地址空间，在每次进程切换时都会发生变化：

蓝色的区域代表映射到物理地址的虚拟地址空间，白色的区域是尚未映射的部分。在上面的示例中，众所周知的内存“饕餮” Firefox 使用了大量的虚拟内存空间。在地址空间中不同的条带对应了不同的内存段，像 堆 heap 、 栈 stack 等等。请注意，这些段只是一系列内存地址的简化表示，它与 Intel 类型的段 并没有任何关系 。不过，这是一个在 Linux 进程的标准段布局：

当计算机还是快乐、安全的时代时，在机器中的几乎每个进程上，那些段的起始虚拟地址都是完全相同的。这将使远程挖掘安全漏洞变得容易。漏洞利用经常需要去引用绝对内存位置：比如在栈中的一个地址，一个库函数的地址，等等。远程攻击可以闭着眼睛选择这个地址，因为地址空间都是相同的。当攻击者们这样做的时候，人们就会受到伤害。因此，地址空间随机化开始流行起来。Linux 会通过在其起始地址上增加偏移量来随机化栈、内存映射段、以及堆。不幸的是，32 位的地址空间是非常拥挤的，为地址空间随机化留下的空间不多，因此 妨碍了地址空间随机化的效果。

在进程地址空间中最高的段是栈，在大多数编程语言中它存储本地变量和函数参数。调用一个方法或者函数将推送一个新的 栈帧 stack frame 到这个栈。当函数返回时这个栈帧被删除。这个简单的设计，可能是因为数据严格遵循 后进先出（LIFO） 的次序，这意味着跟踪栈内容时不需要复杂的数据结构 —— 一个指向栈顶的简单指针就可以做到。推入和弹出也因此而非常快且准确。也可能是，持续的栈区重用往往会在 CPU 缓存 中保持活跃的栈内存，这样可以加快访问速度。进程中的每个线程都有它自己的栈。

向栈中推送更多的而不是刚合适的数据可能会耗尽栈的映射区域。这将触发一个页面故障，在 Linux 中它是通过 expand_stack() 来处理的，它会去调用 acct_stack_growth() 来检查栈的增长是否正常。如果栈的大小低于 RLIMIT_STACK 的值（一般是 8MB 大小），那么这是一个正常的栈增长和程序的合理使用，否则可能是发生了未知问题。这是一个栈大小按需调节的常见机制。但是，栈的大小达到了上述限制，将会发生一个栈溢出，并且，程序将会收到一个 段故障 Segmentation Fault 错误。当映射的栈区为满足需要而扩展后，在栈缩小时，映射区域并不会收缩。就像美国联邦政府的预算一样，它只会扩张。

动态栈增长是 唯一例外的情况 ，当它去访问一个未映射的内存区域，如上图中白色部分，是允许的。除此之外的任何其它访问未映射的内存区域将触发一个页面故障，导致段故障。一些映射区域是只读的，因此，尝试去写入到这些区域也将触发一个段故障。

在栈的下面，有内存映射段。在这里，内核将文件内容直接映射到内存。任何应用程序都可以通过 Linux 的 mmap() 系统调用（ 代码实现）或者 Windows 的 CreateFileMapping() / MapViewOfFile() 来请求一个映射。内存映射是实现文件 I/O 的方便高效的方式。因此，它经常被用于加载动态库。有时候，也被用于去创建一个并不匹配任何文件的匿名内存映射，这种映射经常被用做程序数据的替代。在 Linux 中，如果你通过 malloc() 去请求一个大的内存块，C 库将会创建这样一个匿名映射而不是使用堆内存。这里所谓的“大”表示是超过了MMAP_THRESHOLD 设置的字节数，它的缺省值是 128 kB，可以通过 mallopt() 去调整这个设置值。

接下来讲的是“堆”，就在我们接下来的地址空间中，堆提供运行时内存分配，像栈一样，但又不同于栈的是，它分配的数据生存期要长于分配它的函数。大多数编程语言都为程序提供了堆管理支持。因此，满足内存需要是编程语言运行时和内核共同来做的事情。在 C 中，堆分配的接口是 malloc() 一族，然而在支持垃圾回收的编程语言中，像 C#，这个接口使用 new 关键字。

如果在堆中有足够的空间可以满足内存请求，它可以由编程语言运行时来处理内存分配请求，而无需内核参与。否则将通过 brk() 系统调用（代码实现）来扩大堆以满足内存请求所需的大小。堆管理是比较 复杂的，在面对我们程序的混乱分配模式时，它通过复杂的算法，努力在速度和内存使用效率之间取得一种平衡。服务一个堆请求所需要的时间可能是非常可观的。实时系统有一个 特定用途的分配器 去处理这个问题。堆也会出现 碎片化 ，如下图所示：

最后，我们抵达了内存的低位段：BSS、数据、以及程序文本。在 C 中，静态（全局）变量的内容都保存在 BSS 和数据中。它们之间的不同之处在于，BSS 保存 未初始化的 静态变量的内容，它的值在源代码中并没有被程序员设置。BSS 内存区域是 匿名 的：它没有映射到任何文件上。如果你在程序中写这样的语句 static int cntActiveUsers，cntActiveUsers 的内容就保存在 BSS 中。

反过来，数据段，用于保存在源代码中静态变量 初始化后 的内容。这个内存区域是 非匿名 的。它映射了程序的二进值镜像上的一部分，包含了在源代码中给定初始化值的静态变量内容。因此，如果你在程序中写这样的语句 static int cntWorkerBees = 10，那么，cntWorkerBees 的内容就保存在数据段中，并且初始值为 10。尽管可以通过数据段映射到一个文件，但是这是一个私有内存映射，意味着，如果改变内存，它并不会将这种变化反映到底层的文件上。必须是这样的，否则，分配的全局变量将会改变你磁盘上的二进制文件镜像，这种做法就太不可思议了！

用图去展示一个数据段是很困难的，因为它使用一个指针。在那种情况下，指针 gonzo 的内容（一个 4 字节的内存地址）保存在数据段上。然而，它并没有指向一个真实的字符串。而这个字符串存在于文本段中，文本段是只读的，它用于保存你的代码中的类似于字符串常量这样的内容。文本段也会在内存中映射你的二进制文件，但是，如果你的程序写入到这个区域，将会触发一个段故障错误。尽管在 C 中，它比不上从一开始就避免这种指针错误那么有效，但是，这种机制也有助于避免指针错误。这里有一个展示这些段和示例变量的图：

你可以通过读取 /proc/pid_of_process/maps 文件来检查 Linux 进程中的内存区域。请记住，一个段可以包含很多的区域。例如，每个内存映射的文件一般都在 mmap 段中的它自己的区域中，而动态库有类似于 BSS 和数据一样的额外的区域。下一篇文章中我们将详细说明“ 区域 area ”的真正含义是什么。此外，有时候人们所说的“ 数据段 data segment ”是指“ 数据 data + BSS + 堆”。

你可以使用 nm 和 objdump 命令去检查二进制镜像，去显示它们的符号、地址、段等等。最终，在 Linux 中上面描述的虚拟地址布局是一个“弹性的”布局，这就是这几年来的缺省情况。它假设 RLIMIT_STACK 有一个值。如果没有值的话，Linux 将恢复到如下所示的“经典” 布局：

这就是虚拟地址空间布局。接下来的文章将讨论内核如何对这些内存区域保持跟踪、内存映射、文件如何读取和写入、以及内存使用数据的意义。