A. Linux 虚拟地址空间如何分布
一个进程的虚拟地址空间主要由两个数据结来描述。一个是最高层次的：mm_struct，一个是较高层次的：vm_area_structs。最高层次的mm_struct结构描述了一个进程的整个虚拟地址空间。较高层次的结构vm_area_truct描述了虚拟地址空间的一个区间（简称虚拟区）。
1. MM_STRUCT结构
mm_strcut 用来描述一个进程的虚拟地址空间，在/include/linux/sched.h 中描述如下：
struct mm_struct {
struct vm_area_struct * mmap; /* 指向虚拟区间（VMA）链表 */
rb_root_t mm_rb; ／*指向red_black树*/
struct vm_area_struct * mmap_cache; /* 指向最近找到的虚拟区间*/
pgd_t * pgd; ／*指向进程的页目录*/
atomic_t mm_users; /* 用户空间中的有多少用户*/
atomic_t mm_count; /* 对"struct mm_struct"有多少引用*/
int map_count; /* 虚拟区间的个数*/
struct rw_semaphore mmap_sem;
spinlock_t page_table_lock; /* 保护任务页表和 mm->rss */
struct list_head mmlist; /*所有活动（active）mm的链表 */
unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;
unsigned long start_brk, brk, start_stack;
unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;
unsigned long rss, total_vm, locked_vm;
unsigned long def_flags;
unsigned long cpu_vm_mask;
unsigned long swap_address;
unsigned mpable:1;
/* Architecture-specific MM context */
mm_context_t context;
};
对该结构进一步说明如下：
在内核代码中，指向这个数据结构的变量常常是mm。
每个进程只有一个mm_struct结构，在每个进程的task_struct结构中，有一个指向该进程的结构。可以说，mm_struct结构是对整个用户空间的描述。
一个进程的虚拟空间中可能有多个虚拟区间（参见下面对vm_area_struct描述），对这些虚拟区间的组织方式有两种，当虚拟区较少时采用单链表，由mmap指针指向这个链表，当虚拟区间多时采用“红黑树（red_black
tree）”结构，由mm_rb指向这颗树。在2.4.10以前的版本中，采用的是AVL树，因为与AVL树相比，对红黑树进行操作的效率更高。
因为程序中用到的地址常常具有局部性，因此，最近一次用到的虚拟区间很可能下一次还要用到，因此，把最近用到的虚拟区间结构应当放入高速缓存，这个虚拟区间就由mmap_cache指向。
指针pgt指向该进程的页目录（每个进程都有自己的页目录，注意同内核页目录的区别）,当调度程序调度一个程序运行时，就将这个地址转成物理地址，并写入控制寄存器（CR3）。
由于进程的虚拟空间及其下属的虚拟区间有可能在不同的上下文中受到访问，而这些访问又必须互斥，所以在该结构中设置了用于P、V操作的信号量mmap_sem。此外，page_table_lock也是为类似的目的而设置。
虽然每个进程只有一个虚拟地址空间，但这个地址空间可以被别的进程来共享，如，子进程共享父进程的地址空间（也即共享mm_struct结构）。所以，用mm_user和mm_count进行计数。类型atomic_t实际上就是整数，但对这种整数的操作必须是“原子”的。
另外，还描述了代码段、数据段、堆栈段、参数段以及环境段的起始地址和结束地址。这里的段是对程序的逻辑划分，与我们前面所描述的段机制是不同的。
mm_context_t是与平台相关的一个结构，对i386 几乎用处不大。
在后面对代码的分析中对有些域给予进一步说明。
2. VM_AREA_STRUCT 结构
vm_area_struct描述进程的一个虚拟地址区间，在/include/linux/mm.h中描述如下：
struct vm_area_struct
struct mm_struct * vm_mm; /* 虚拟区间所在的地址空间*/
unsigned long vm_start; /* 在vm_mm中的起始地址*/
unsigned long vm_end; /*在vm_mm中的结束地址 */
/* linked list of VM areas per task, sorted by address */
struct vm_area_struct *vm_next;
pgprot_t vm_page_prot; /* 对这个虚拟区间的存取权限 */
unsigned long vm_flags; /* 虚拟区间的标志. */
rb_node_t vm_rb;
/*
* For areas with an address space and backing store,
* one of the address_space->i_mmap{,shared} lists,
* for shm areas, the list of attaches, otherwise unused.
*/
struct vm_area_struct *vm_next_share;
struct vm_area_struct **vm_pprev_share;
/*对这个区间进行操作的函数 */
struct vm_operations_struct * vm_ops;
/* Information about our backing store: */
unsigned long vm_pgoff; /* Offset (within vm_file) in PAGE_SIZE
units, *not* PAGE_CACHE_SIZE */
struct file * vm_file; /* File we map to (can be NULL). */
unsigned long vm_raend; /* XXX: put full readahead info here. */
void * vm_private_data; /* was vm_pte (shared mem) */
};
vm_flag是描述对虚拟区间的操作的标志，其定义和描述如下
标志名 描述
VM_DENYWRITE 在这个区间映射一个打开后不能用来写的文件。
VM_EXEC 页可以被执行。
VM_EXECUTABLE 页含有可执行代码。
VM_GROWSDOWN 这个区间可以向低地址扩展。
VM_GROWSUP 这个区间可以向高地址扩展。
VM_IO 这个区间映射一个设备的I/O地址空间。
VM_LOCKED 页被锁住不能被交换出去。
VM_MAYEXEC VM_EXEC 标志可以被设置。
VM_MAYREAD VM_READ 标志可以被设置。
VM_MAYSHARE VM_SHARE 标志可以被设置。
VM_MAYWRITE VM_WRITE 标志可以被设置。
VM_READ 页是可读的。
VM_SHARED 页可以被多个进程共享。
VM_SHM 页用于IPC共享内存。
VM_WRITE 页是可写的。
较高层次的结构vm_area_structs是由双向链表连接起来的，它们是按虚地址的降顺序来排列的，每个这样的结构都对应描述一个相邻的地址空间范围。之所以这样分割，是因为每个虚拟区间可能来源不同，有的可能来自可执行映象，有的可能来自共享库，而有的则可能是动态分配的内存区，所以对每一个由vm_area_structs结构所描述的区间的处理操作和它前后范围的处理操作不同。因此Linux
把虚拟内存分割管理，并利用了虚拟内存处理例程（vm_ops）来抽象对不同来源虚拟内存的处理方法。不同的虚拟区间其处理操作可能不同，Linux在这里利用了面向对象的思想，即把一个虚拟区间看成一个对象，用vm_area_structs描述了这个对象的属性，其中的vm_operation结构描述了在这个对象上的操作，其定义在／include／linux／mm.h中：
/*
* These are the virtual MM functions - opening of an area, closing and
* unmapping it (needed to keep files on disk up-to-date etc), pointer
* to the functions called when a no-page or a wp-page exception occurs.
*/
struct vm_operations_struct {
void (*open)(struct vm_area_struct * area);
void (*close)(struct vm_area_struct * area);
struct page * (*nopage)(struct vm_area_struct * area, unsigned long address, int unused);
};
vm_operations结构中包含的是函数指针；其中，open、close分别用于虚拟区间的打开、关闭，而nopage用于当虚存页面不在物理内存而引起的“缺页异常”时所应该调用的函数。
3．红黑树结构
Linux内核从2.4.10开始，对虚拟区的组织不再采用AVL树，而是采用红黑树，这也是出于效率的考虑，虽然AVL树和红黑树很类似，但在插入和删除节点方面，采用红黑树的性能更好一些，下面对红黑树给予简单介绍。
一颗红黑树是具有以下特点的二叉树：
每个节点着有颜色，或者为红，或者为黑
根节点为黑色
如果一个节点为红色，那么它的子节点必须为黑色
从一个节点到叶子节点上的所有路径都包含有相同的黑色节点数
B. 请教一道有关虚拟内存和虚拟地址空间的问题
1.运行的程序看你的系统性能是否够好来确定（内存大小，CPU，显卡等硬件性能）。
最多开到10来个程序再开也没必要。
内存中容纳程序 其实不是这样说的。
比如一个QQ程序 将占用30多MB内存。
一个IE 5-20内存/。（仅仅比如）
当你的程序开的超过你的内存容量和CPU处理能力时，你的计算机就会显得比较慢 运行卡。
再开就基本会当机状态，就是无法响应。
2。问题错误。
根本没这个说法/。
虚拟内存是吧，比如一个计算机只配置256的物理内存条。在运行程序时就会显得卡。因为使用完了物理内存，但是计算机又要继续打开程序。
就会在硬盘里提取一部分空间虚拟为内存使用。
但是因为硬盘读取速度比内存慢非常多。所以卡。
硬盘一般100MB/秒 内存 2000MB/秒以上
基本参数 虽然有些变动。但是对于生手也只能解释到这样程度了。
觉得卡 就加内存。CPU加不是太方便
C. 逻辑地址，物理地址，虚拟空间分别是什么啊
接楼上的朋友
虚拟空间就是把一部分外存当做内存用。有时候内存满了但是系统仍需要额外的空间放置进程，这时候会把一部分硬盘空间划分为虚拟内存，这划分的空间就是虚拟空间（语言不严谨大概就是这个意思）。
D. 虚拟内存与虚拟地址空间
windows下的虚拟内存指的是在硬盘上建一个文件,用来放置系统非活跃性内存数据或交换数据(怎么放,放多少由操作系统决定)
虚拟地址空间,指windows下每个进程的私有内存空间,大小是4G,能访问的是不到2G的空间,其余是系统保留的.这2G是能访问的,但并不是立即分配的,当进程使用多少时,才从物理内存中划分给它多少,划分的的方式是"映射",操作系统将虚拟内存的起始地址做个标记,标记成对应的物理内存的某个地址上.在这里,只有操作系统知道,进程是没有任何办法知道的,这是WINDOWS的高级内存管理机制决定的.物理内存的地址空间,只有操作系统才能访问(硬件驱动也可以,但已经属于系统低层了,进程是属于用户层)进程虚拟内存空间和物理内存空间的关系仅仅是看不见的映射关系.
虚拟内存通常只在系统物理内存用完时,才会使用到,但这个时候系统已经非常卡了.但也不是一点用处没有,非活跃性进程的部分数据,系统是完全可以放在虚拟内存中的,
以上基于32位Windows系统.64位的没去看过相关的资源,不清楚有没有变动.
E. 虚拟内存与虚拟地址空间有什么联系
1、windows下的虚拟内存指的是在硬盘上建一个文件,用来放置系统非活跃性内存数据或交换数据(怎么放,放多少由操作系统决定)。
2、虚拟地址空间,指windows下每个进程的私有内存空间,大小是4G,能访问的是不到2G的空间,其余是系统保留的.这2G是能访问的,但并不是立即分配的,当进程使用多少时,才从物理内存中划分给它多少,划分的的方式是"映射",操作系统将虚拟内存的起始地址做个标记,标记成对应的物理内存的某个地址上.在这里,只有操作系统知道,进程是没有任何办法知道的。
3、这是WINDOWS的高级内存管理机制决定的.物理内存的地址空间,只有操作系统才能访问(硬件驱动也可以,但已经属于系统低层了,进程是属于用户层)进程虚拟内存空间和物理内存空间的关系仅仅是看不见的映射关系。
4、虚拟内存通常只在系统物理内存用完时,才会使用到,但这个时候系统已经非常卡了.但也不是一点用处没有,非活跃性进程的部分数据,系统是完全可以放在虚拟内存中的。
5、以上基于32位Windows系统.64位的没去看过相关的资源,不清楚有没有变动。
F. 一般寻址的地址空间 包括哪些存储器 （缓存 ram rom flash 还有磁盘等） 在物理位置可能在哪里 虚拟
卖家已很久没和一年一年闫凤娇
G. 进程的地址空间就是虚拟地址空间！！可以这么理解么求大神。。
由于Windows程序时运行在386保护模式下，这样程序访问存储器所使用的逻辑地址称为虚拟地址，与实地址模式下的分段地址类似，虚拟地址也可以写为“段：偏移量”的形式，这里的段是指段选择器。
Windows 2000 使用基于分页机制的虚拟内存。每个进程有4GB的虚拟地址空间。基于分页机制，这4GB地址空间的一些部分被映射了物理内存，一些部分映射硬盘上的交换文件，一些部分什么也没有映射。程序中使用的都是4GB地址空间中的虚拟地址。而访问物理内存，需要使用物理地址。
虚拟地址 (virtual address): 4G虚拟地址空间中的地址，程序中使用的都是虚拟地址。
如果CPU寄存器中的分页标志位被设置，那么执行内存操作的机器指令时，CPU会自动根据页目录和页表中的信息，把虚拟地址转换成物理地址，完成该指令。
H. 虚拟硬盘如何工作它的存储空间来源于哪里
虚拟硬盘是什么鬼.................
如果你是指网吧的硬盘的话，用的都是服务器的空间啊。
I. 关于线性地址和虚拟存储空间
现在的磁盘，一直往存储虚拟化方向发展，传统意义上的硬盘分区，表示物理磁盘；比如C盘，D盘等。所谓虚拟存储空间，是将你的物理磁盘做成虚拟化磁盘，举个例子----
你的计算机D盘，安装了一个WINDOWS2008操作系统，那么这个磁盘就无法在安装LINUX了，因为文件系统格式不一样。那么通过一些虚拟化软件（比如VMWARE），可以将硬盘做成虚拟化状态，在你的D盘上重新进行格式化，以文件的方式存储操作系统，这样可以装多个OS了，而且管理方便，随时删除、复制。
J. 什么是虚拟地址空间
虚拟地址
英文名称为Virtual Address，简称VA，由于Windows程序时运行在386保护模式下，这样程序访问存储器所使用的逻辑地址称为虚拟地址，与实地址模式下的分段地址类似，虚拟地址也可以写为“段：偏移量”的形式，这里的段是指段选择器。 Windows 2000 使用基于分页机制的虚拟内存。每个进程有4GB的虚拟地址空间。基于分页机制，这4GB地址空间的一些部分被映射了物理内存，一些部分映射硬盘上的交换文件，一些部分什么也没有映射。程序中使用的都是4GB地址空间中的虚拟地址。而访问物理内存，需要使用物理地址。 下面我们看看什么是物理地址，什么是虚拟地址。 物理地址 (physical address): 放在寻址总线上的地址。放在寻址总线上，如果是读，电路根据这个地址每位的值就将相应地址的物理内存中的数据放到数据总线中传输。如果是写，电路根据这个地址每位的值就将相应地址的物理内存中放入数据总线上的内容。物理内存是以字节(8位)为单位编址的。 虚拟地址 (virtual address): 4G虚拟地址空间中的地址，程序中使用的都是虚拟地址。 如果CPU寄存器中的分页标志位被设置，那么执行内存操作的机器指令时，CPU会自动根据页目录和页表中的信息，把虚拟地址转换成物理地址，完成该指令。 比如 mov eax,004227b8h ，这是把地址004227b8h处的值赋给寄存器的汇编代码，004227b8这个地址就是虚拟址。CPU在执行这行代码时，发现寄存器中的分页标志位已经被设定，就自动完成虚拟地址到物理地址的转换，使用物理地址取出值，完成指令。对于Intel CPU 来说，分页标志位是寄存器CR0的第31位，为1表示使用分页，为0表示不使用分页。对于初始化之后的 Win2k 我们观察 CR0 ，发现第31位为1。表明Win2k是使用分页的。 使用了分页机制之后，4G的地址空间被分成了固定大小的页，每一页或者被映射到物理内存，或者被映射到硬盘上的交换文件中，或者没有映射任何东西。对于一般程序来说，4G的地址空间，只有一小部分映射了物理内存，大片大片的部分是没有映射任何东西。物理内存也被分页，来映射地址空间。对于32bit的Win2k，页的大小是4K字节。CPU用来把虚拟地址转换成物理地址的信息存放在叫做页目录和页表的结构里。 物理内存分页，一个物理页的大小为4K字节，第0个物理页从物理地址 0x00000000 处开始。由于页的大小为4KB，就是0x1000字节，所以第1页从物理地址 0x00001000 处开始。第2页从物理地址 0x00002000 处开始。可以看到由于页的大小是4KB，所以只需要32bit的地址中高20bit来寻址物理页。??? 页表，一个页表的大小为4K字节，放在一个物理页中。由1024个4字节的页表项组成。页表项的大小为4个字节(32bit)，所以一个页表中有1024个页表项。页表中的每一项的内容（每项4个字节,32bit）高20bit用来放一个物理页的物理地址，低12bit放着一些标志。 页目录，一个页目录大小为4K字节，放在一个物理页中。由1024个4字节的页目录项组成。页目录项的大小为4个字节(32bit)，所以一个页目录中有1024个页目录项。页目录中的每一项的内容（每项4个字节）高20bit用来放一个页表（页表放在一个物理页中）的物理地址，低12bit放着一些标志。 对于x86系统，页目录的物理地址放在CPU的CR3寄存器中。 CPU把虚拟地址转换成物理地址： 一个虚拟地址，大小4个字节(32bit)，包含着找到物理地址的信息，分为3个部分： 第22位到第31位这10位（最高10位）是页目录中的索引， 第12位到第21位这10位是页表中的索引， 第0位到第11位这12位（低12位）是页内偏移。 对于一个要转换成物理地址的虚拟地址，CPU首先根据CR3中的值，找到页目录所在的物理页。然后根据虚拟地址的第22位到第31位这10位（最高的10bit)的值作为索引，找到相应的页目录项(PDE,page directory entry),页目录项中有这个虚拟地址所对应页表的物理地址。有了页表的物理地址，根据虚拟地址的第12位到第21位这10位的值作为索引，找到该页表中相应的页表项(PTE,page table entry),页表项中就有这个虚拟地址所对应物理页的物理地址。最后用虚拟地址的最低12位，也就是页内偏移，加上这个物理页的物理地址，就得到了该虚拟地址所对应的物理地址。 一个页目录有1024项，虚拟地址最高的10bit刚好可以索引1024项（2的10次方等于1024）。一个页表也有1024项，虚拟地址中间部分的10bit，刚好索引1024项。虚拟地址最低的12bit（2的12次方等于4096），作为页内偏移，刚好可以索引4KB，也就是一个物理页中的每个字节。 一个虚拟地址转换成物理地址的计算过程就是，处理器通过CR3找到当前页目录所在物理页，取虚拟地址的高10bit,然后把这10bit右移2bit（因为每个页目录项4个字节长，右移2bit相当于乘4）得到在该页中的地址，取出该地址处PDE（4个字节），就找到了该虚拟地址对应页表所在物理页，取虚拟地址第12位到第21位这10位，然后把这10bit右移2bit（因为每个页表项4个字节长，右移2bit相当于乘4）得到在该页中的地址，取出该地址处的PTE（4个字节），就找到了该虚拟地址对应物理页的地址，最后加上12bit的页内偏移得到了物理地址。 32bit的一个指针，可以寻址范围0x00000000-0xFFFFFFFF,4GB大小。也就是说一个32bit的指针可以寻址整个4GB地址空间的每一个字节。一个页表项负责4K的地址空间和物理内存的映射，一个页表1024项，也就是负责1024*4k=4M的地址空间的映射。一个页目录项，对应一个页表。一个页目录有1024项，也就对应着1024个页表，每个页表负责4M地址空间的映射。1024个页表负责1024*4M=4G的地址空间映射。一个进程有一个页目录。所以以页为单位，页目录和页表可以保证4G的地址空间中的每页和物理内存的映射。 每个进程都有自己的4G地址空间，从 0x00000000-0xFFFFFFFF 。通过每个进程自己的一套页目录和页表来实现。由于每个进程有自己的页目录和页表，所以每个进程的地址空间映射的物理内存是不一样的。两个进程的同一个虚拟地址处（如果都有物理内存映射）的值一般是不同的，因为他们往往对应不同的物理页。 4G地址空间中低2G，0x00000000-0x7FFFFFFF 是用户地址空间，4G地址空间中高2G， 0x80000000-0xFFFFFFFF 是系统地址空间。访问系统地址空间需要程序有ring0的权限。