一、重談Linux下一切皆文件

我們說了一切皆文件，對于操作系統(tǒng)來說，磁盤鍵盤顯示屏等等一系列的外設都是文件。

舉一個訪問外設的例子：

進程運行，從進程PCB中找到指針指向文件管理結(jié)構(gòu)體，然后在這個結(jié)構(gòu)體中我們可以找到struct file*類型的指針指向一個個的文件管理結(jié)構(gòu)體struct file，在這些結(jié)構(gòu)體中都有著一個專門放讀寫函數(shù)的結(jié)構(gòu)體，調(diào)用這些讀寫函數(shù)可以訪問到外設存放讀寫函數(shù)的結(jié)構(gòu)體，而雖然每個外設的讀寫方式不同，但它們僅把處理好的代碼封裝后將接口漏出，方便上方函數(shù)的統(tǒng)一調(diào)用，這樣雖然每個外設不同，但是我們通過一種求同存異的方法，將它們統(tǒng)一協(xié)調(diào)調(diào)度起來

類似于鍵盤一類的只有讀或者顯示屏一類的只有寫的外設，我們也有讀或?qū)懙慕涌冢皇墙涌诓蛔鎏幚?，方便統(tǒng)一

二、操作系統(tǒng)對物理內(nèi)存的管理

1、物理內(nèi)存與磁盤的數(shù)據(jù)交互

在操作系統(tǒng)的運行機制里，物理內(nèi)存和磁盤之間的數(shù)據(jù)交換起著關(guān)鍵作用，這種交換一般就是以頁page為單位，常見的頁大小為 4KB，在物理內(nèi)存中，一個 4KB 大小的空間被稱作頁框，而從磁盤加載到這個頁框里的4KB數(shù)據(jù)塊則被叫做頁

采用這種以頁為單位進行數(shù)據(jù)交換的方式，具有顯著的優(yōu)勢，一方面，能有效減少IO操作的次數(shù)，進而提升系統(tǒng)效率，舉例來說，如果需要讀取數(shù)據(jù)，一次讀取 4KB 與分四次讀取每次 1KB 相比，前者的效率要高得多，對于硬盤來說，一次讀取 4KB 時，CPU 只需與磁盤進行一次交互，而分四次讀取 1KB 時，CPU 要與磁盤進行四次交互，且這四次操作很可能不連續(xù)，這就意味著效率低下，另一方面，這種方式還遵循基于局部性原理的預加載機制，即便當前 CPU 僅需訪問 100 字節(jié)的內(nèi)容，操作系統(tǒng)和磁盤之間依舊會以 4KB 為單位將數(shù)據(jù)加載進來，這是因為根據(jù)經(jīng)驗，CPU 在訪問當前磁盤中的代碼和數(shù)據(jù)時，后續(xù)有較大概率會訪問附近空間的代碼和數(shù)據(jù)，還有一方面，就是對齊，磁盤中的最小寫入單位是頁，因為計算機硬件的設計往往遵循一定的對齊規(guī)則，這樣可以提高數(shù)據(jù)訪問的效率內(nèi)存和磁盤控制器在設計時，通常會按照特定的字節(jié)邊界來組織和傳輸數(shù)據(jù)，以頁為單位進行數(shù)據(jù)交換可以保證數(shù)據(jù)在內(nèi)存和磁盤之間的傳輸是按照硬件對齊要求進行的，減少硬件處理的復雜性

2、操作系統(tǒng)對物理內(nèi)存的管理

操作系統(tǒng)具備感知物理內(nèi)存的能力，其對物理內(nèi)存的管理遵循先描述再組織的原則，在內(nèi)核中，struct page 結(jié)構(gòu)體承擔著描述物理內(nèi)存的重要職責，一個 struct page 對象對應著一個 4KB 的內(nèi)存頁框，該結(jié)構(gòu)體中記錄了當前頁框的諸多屬性信息，像頁框的狀態(tài)、引用計數(shù)等

操作系統(tǒng)會把物理內(nèi)存劃分成一個個的struct page對象，再用數(shù)組的形式將它們組織起來，數(shù)組的下標即為對應的頁號，若要確定一個物理地址所在的頁號，只需將該物理地址除以 4096 b（4KB = 4 * 1024 = 4096 b），或者將該地址按位與上 0xFFFFF000（以 32 位系統(tǒng)為例），把低 12 位清零，得到的結(jié)果就是該地址所在的頁號

在進行內(nèi)存申請操作時，系統(tǒng)會訪問 page 數(shù)組，查看 struct page 里的 flags 屬性，通過這個屬性，系統(tǒng)能夠判斷當前頁框的狀態(tài)，確定其是否已被使用，若未被使用，系統(tǒng)就會修改 flags 以表明該頁框已被申請，此外，flags 除了能表示頁框的使用狀態(tài)外，還能指示該頁框是只讀還是可讀寫等狀態(tài)，

當然這里所介紹的只是操作系統(tǒng)對物理內(nèi)存管理的一個基礎(chǔ)模型，實際上真正的內(nèi)存管理系統(tǒng)要復雜得多

三、文件頁緩沖區(qū)

在操作系統(tǒng)內(nèi)核中，struct file 是一個重要的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，用于描述一個已打開的文件，而 inode 這一概念是在介紹磁盤時引入的，磁盤上的每個文件都對應著一個inode，它存儲了該文件的屬性信息，struct file 和 inode 之間存在著緊密的聯(lián)系，struct file中僅記錄了文件的少量屬性，而struct inode結(jié)構(gòu)體則專門用于記錄一個文件的所有屬性，在 struct file 中有一個指針字段，它指向該文件的struct inode對象

文件由內(nèi)容和屬性兩部分構(gòu)成，在磁盤上，文件的屬性由 inode存儲，文件的內(nèi)容則由數(shù)據(jù)塊存儲，那么，在操作系統(tǒng)內(nèi)核中，文件的內(nèi)容（數(shù)據(jù)）是如何表示的呢？答案就是通過文件頁緩沖區(qū)，在 struct file 結(jié)構(gòu)中有一個指向 struct address_space 結(jié)構(gòu)體的指針，在 struct address_space 結(jié)構(gòu)體中，有一個 struct radix_tree_root 結(jié)構(gòu)體對象，它實際上是一種樹狀結(jié)構(gòu)，即基數(shù)樹（也叫字典樹），樹中的每個節(jié)點都是 struct radix_tree_node 類型，該類型中有一個名為 slots 的 void* 類型數(shù)組，數(shù)組中存儲的其實就是 struct page 對象的地址，簡單來說，在 struct file 結(jié)構(gòu)體中有指向物理內(nèi)存頁框的指針，我們把這些物理內(nèi)存區(qū)域稱為文件頁緩沖區(qū)

向文件寫入數(shù)據(jù)的過程

當使用C/C++庫函數(shù)向文件中寫入數(shù)據(jù)時，整個過程分為幾個階段，首先，數(shù)據(jù)有可能會被寫入到語言層面的用戶緩沖區(qū)，然后，在合適的時機，這些數(shù)據(jù)會被從用戶緩沖區(qū)寫入到該文件對應的文件頁緩沖區(qū)中，最后，還是在合適的時機，數(shù)據(jù)會從文件頁緩沖區(qū)被寫入到磁盤

將物理內(nèi)存中的數(shù)據(jù)刷新到磁盤這一操作由IO子系統(tǒng)負責執(zhí)行，進程通常無需關(guān)注具體的執(zhí)行過程，在操作系統(tǒng)中，會存在大量的IO操作，可能有很多進程都需要將數(shù)據(jù)寫入磁盤，為了有效管理這些操作，操作系統(tǒng)會按照先描述再組織的方式對所有的IO操作進行管理，內(nèi)核中的struct request結(jié)構(gòu)就是專門用來描述一個IO操作的

在Linux操作系統(tǒng)中，每個進程打開的每個文件都有自己的 struct inode 對象和對應的文件頁緩沖區(qū)，也就是所謂的內(nèi)核緩沖區(qū)，它們共同保障了文件操作的高效和穩(wěn)定

四、動態(tài)庫是如何被加載的

動態(tài)庫在進程運行時要被加載到內(nèi)存，一般我們常用的動態(tài)庫是要被所有的可執(zhí)行程序動態(tài)鏈接的，所以動態(tài)庫在系統(tǒng)中加載完成后，會被所有的進程所共享

在操作系統(tǒng)的進程管理與庫使用機制中，進程與動態(tài)庫的交互有著獨特的方式，一個進程在運行過程中，是可以同時鏈接多個動態(tài)庫的，不過，當系統(tǒng)中存在多個進程時，不能簡單地認為系統(tǒng)中必然存在多個不同的動態(tài)庫，多個進程可能會依賴相同的動態(tài)庫，操作系統(tǒng)對動態(tài)庫采用“先描述，再組織”的策略進行管理，它會為每個動態(tài)庫創(chuàng)建相應的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來描述其屬性、位置等信息，然后將這些描述信息組織起來，以便高效地進行查找、加載和管理，憑借這種管理方式，操作系統(tǒng)對系統(tǒng)中所有動態(tài)庫的加載狀態(tài)了如指掌

以 a.exe 為例，它在編譯鏈接階段選擇使用動態(tài)庫，當 a.exe 運行成為 a 進程后，CPU 會按照程序的指令順序依次執(zhí)行代碼，假設在執(zhí)行過程中遇到了一個庫函數(shù)調(diào)用，此時，操作系統(tǒng)會檢查該函數(shù)所在的動態(tài)庫是否已經(jīng)被加載到內(nèi)存中，若尚未加載，操作系統(tǒng)會負責將該動態(tài)庫加載到內(nèi)存，這一加載過程本質(zhì)上與文件加載一致，因為動態(tài)庫本身也是以文件形式存在的，并且具有 inode 來標識其在文件系統(tǒng)中的元數(shù)據(jù)

動態(tài)庫加載完成后，操作系統(tǒng)會在 a 進程的頁表中建立該動態(tài)庫與 a 進程地址空間中共享區(qū)的映射關(guān)系，這樣，當 CPU 需要執(zhí)行上述函數(shù)時，就可以從代碼段跳轉(zhuǎn)到共享區(qū)去執(zhí)行動態(tài)庫中該函數(shù)的代碼，執(zhí)行完畢后，CPU 會跳轉(zhuǎn)回代碼段，繼續(xù)執(zhí)行后續(xù)的程序指令

b.exe 同樣在編譯鏈接時采用動態(tài)庫，之后被加載到內(nèi)存成為 b 進程，當 CPU 執(zhí)行 b 進程的代碼并遇到上面函數(shù)調(diào)用時，因為在 a 進程已經(jīng)將該所在的動態(tài)庫加載到了內(nèi)存，操作系統(tǒng)不會再次重復加載該動態(tài)庫，而是直接在 b 進程的頁表中建立該動態(tài)庫與 b 進程共享區(qū)的映射關(guān)系，通過這種方式，同一個動態(tài)庫可以被多個進程共享使用，所以動態(tài)庫又被稱為共享庫

關(guān)于動態(tài)庫中的全局變量

動態(tài)庫確實可以被多個進程共享，但對于動態(tài)庫中的全局變量（例如 errno），需要特殊的處理機制來保證各個進程之間的數(shù)據(jù)獨立性，errno 是 C 語言標準庫提供的一個全局變量，用于存儲最近一次庫函數(shù)調(diào)用失敗時的錯誤碼

如果簡單地讓所有進程共享 errno，會引發(fā)嚴重的問題，例如，當 a 進程調(diào)用庫函數(shù)失敗，errno 被設置為 1，此時如果 b 進程也使用這個共享的 errno，就會導致 b 進程錯誤地獲取到 a 進程的錯誤碼，這顯然不符合邏輯

實際上，操作系統(tǒng)采用了寫時拷貝技術(shù)來解決這個問題，當某個進程要修改 errno 時，操作系統(tǒng)會通過引用計數(shù)來判斷該動態(tài)庫是否被多個進程共享，如果該動態(tài)庫被多個進程共享，操作系統(tǒng)會為該進程復制一份動態(tài)庫中相關(guān)數(shù)據(jù)（包括 errno）的副本，而不是直接修改共享的數(shù)據(jù)，這樣，每個進程都有自己獨立的 errno 副本，從而保證了各個進程之間的錯誤碼不會相互干擾，只有當進程對數(shù)據(jù)進行寫操作時才會發(fā)生拷貝，而在只讀的情況下，多個進程仍然可以共享同一份動態(tài)庫數(shù)據(jù)，從而充分發(fā)揮了動態(tài)庫共享的優(yōu)勢

五、深入理解地址

1、程序地址

在一個程序編譯好后形成了可執(zhí)行文件，在它的內(nèi)部是有地址的概念的，這里程序內(nèi)部的地址我們稱為邏輯地址，我們計算機一般采用的是平坦模式編址，平坦模式編址是一種簡化的內(nèi)存編址模型，在這種模式下，整個內(nèi)存空間被視為一個連續(xù)的、線性的地址空間，程序可以直接訪問這個連續(xù)地址空間內(nèi)的任意內(nèi)存位置，而不需要像分段模式那樣進行復雜的段地址和偏移地址組合計算，在平坦模式中，內(nèi)存地址是一個單一的、連續(xù)的數(shù)值，從 0 開始一直到系統(tǒng)所支持的最大內(nèi)存地址

32位下的4GB內(nèi)存地址

2、進程地址

我們知道，可執(zhí)行程序內(nèi)部采用的是邏輯地址（也叫虛擬地址）進行編址，物理內(nèi)存本身有其固定的物理地址，無論可執(zhí)行程序是否加載，物理內(nèi)存的地址體系是一直存在的，當可執(zhí)行程序被加載到內(nèi)存后，程序中的每一條指令和數(shù)據(jù)都會對應一個物理地址，這是通過地址映射機制實現(xiàn)的

那么，CPU 是如何知道可執(zhí)行程序的第一條指令位置呢？在編譯生成可執(zhí)行程序時，除了生成代碼段、數(shù)據(jù)段等程序內(nèi)容外，還會生成一個文件頭，這個文件頭包含了諸多重要信息，其中就有可執(zhí)行程序的入口地址，此地址是邏輯地址（虛擬地址）

在 CPU 中有一個關(guān)鍵的寄存器，即程序計數(shù)器—PC 寄存器，它存儲著接下來要執(zhí)行指令的地址，實際上，在程序啟動階段，不會立刻把整個可執(zhí)行程序加載到內(nèi)存（可以想象我們打游戲的時候不是打開游戲就能玩的，需要等待加載）而是先將可執(zhí)行文件的頭部加載進來，操作系統(tǒng)讀取文件頭，從中獲取可執(zhí)行程序的入口地址，并將該地址設置到 PC 寄存器中

CPU 拿到這個虛擬地址后，會借助內(nèi)存管理單元去查詢頁表，頁表記錄了虛擬地址和物理地址的映射關(guān)系，若查詢發(fā)現(xiàn)該虛擬地址對應的頁表項無效，也就是此頁面尚未建立內(nèi)存映射，操作系統(tǒng)會觸發(fā)缺頁中斷，缺頁中斷發(fā)生后，操作系統(tǒng)暫停當前程序的執(zhí)行，從磁盤把對應的程序頁面加載到物理內(nèi)存的空閑頁框中，同時更新頁表，建立起虛擬地址到物理地址的映射，之后，恢復程序執(zhí)行，CPU 就能訪問到物理內(nèi)存中對應的指令了

CPU 憑借其內(nèi)置的指令集，能夠明確識別每條指令的長度，在正常運行狀態(tài)下，CPU 按照 PC 寄存器所存儲的地址順序執(zhí)行指令，每執(zhí)行完一條指令，PC 寄存器會自動更新為下一條指令的地址，當程序執(zhí)行過程中遇到函數(shù)調(diào)用指令或跳轉(zhuǎn)指令時，PC 寄存器的值會被修改為新的虛擬地址，CPU 會依據(jù)這個新的虛擬地址再次查詢頁表，若發(fā)現(xiàn)頁面未在內(nèi)存中，將再次觸發(fā)缺頁中斷

由此可見，CPU 正是通過將虛擬地址轉(zhuǎn)換為物理地址的方式，來執(zhí)行可執(zhí)行程序中的指令以及訪問可執(zhí)行程序中的變量的，這種基于虛擬內(nèi)存和地址映射的機制，為程序提供了獨立的地址空間，增強了內(nèi)存管理的靈活性和安全性

3、動態(tài)庫地址

在計算機系統(tǒng)的程序執(zhí)行機制中，可執(zhí)行程序內(nèi)部采用邏輯地址進行編址，CPU通過將虛擬地址轉(zhuǎn)換為物理地址的方式來執(zhí)行指令

靜態(tài)庫在編譯鏈接過程中會被整合到可執(zhí)行文件中，當可執(zhí)行程序啟動運行時，操作系統(tǒng)會將包含靜態(tài)庫代碼的可執(zhí)行文件加載到物理內(nèi)存，之后 CPU 方可執(zhí)行其中的指令，靜態(tài)庫中的函數(shù)采用絕對編址，這是因為它們已成為可執(zhí)行文件的組成部分，其地址在編譯鏈接階段就已經(jīng)確定下來

在可執(zhí)行程序的編譯階段，對動態(tài)庫內(nèi)函數(shù)的引用表現(xiàn)為未解析的符號，當程序進入運行狀態(tài)時，動態(tài)鏈接器承擔起解析這些符號的任務，由于動態(tài)庫在運行時能夠被加載到虛擬內(nèi)存共享區(qū)的任意位置，要將動態(tài)庫加載到固定位置存在較大困難，這是由于一個可執(zhí)行程序往往會同時使用多個動態(tài)庫，各個動態(tài)庫的大小不盡相同，并且每個動態(tài)庫都采用獨立的編址方式，不同動態(tài)庫中可能出現(xiàn)相同的編址情況，為了實現(xiàn)動態(tài)庫在虛擬內(nèi)存共享區(qū)任意位置的加載，動態(tài)庫內(nèi)部采用相對編址的方法，對于動態(tài)庫中的函數(shù)，僅需明確其在庫中的偏移量即可，鑒于庫中函數(shù)的偏移量是已知的（在編譯動態(tài)庫時，編譯器會按照一定的規(guī)則對庫中的代碼和數(shù)據(jù)進行布局，編譯器知道每個函數(shù)在代碼段中的起始位置以及函數(shù)內(nèi)部代碼的長度），動態(tài)庫便能夠被加載到虛擬內(nèi)存共享區(qū)的任意位置

在此機制下，操作系統(tǒng)只需記錄每個動態(tài)庫在虛擬內(nèi)存中的起始地址，當需要執(zhí)行某個動態(tài)庫函數(shù)時，通過將該函數(shù)所在動態(tài)庫的起始地址與該函數(shù)的偏移量相加，即可得到該函數(shù)在程序地址空間中的虛擬地址，隨后，依據(jù)此虛擬地址查詢頁表，找到該函數(shù)在物理內(nèi)存中的對應地址，進而執(zhí)行該庫函數(shù)，GCC 編譯器中的 -fPIC 選項，其作用就是讓編譯器在生成動態(tài)庫文件時，直接使用偏移量對庫中的函數(shù)進行編址，從而實現(xiàn)代碼的位置無關(guān)性

總結(jié)

以上為個人經(jīng)驗，希望能給大家一個參考，也希望大家多多支持腳本之家。

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