抽象内存布局

对于未初始化的全局变量和静态变量，因为编译器知道它们的初始值都是 0，因此便不需要再在程序的二进制映像中存放这么多 0 了，只需要记录他们的大小即可，这便是 BSS 段。BSS 段这个缩写名字是 Block Started by Symbol，但很多人可能更喜欢把它记作 Better Save Space 的缩写。

数据段和 BSS 段里存放的数据也只能是部分数据，主要是全局变量和静态变量，但程序在运行过程中，仍然需要记录大量的临时变量，以及运行时生成的变量，这里就需要新的内存区域了，即程序的堆空间跟栈空间。与代码段以及数据段不同的是，堆和栈并不是从磁盘中加载，它们都是由程序在运行的过程中申请，在程序运行结束后释放。

现代应用程序中还会包含其他的一些内存区域

存放加载的共享库的内存空间：如果一个进程依赖共享库，那对应的，该共享库的代码段、数据段、BSS 段也需要被加载到这个进程的地址空间中。
共享内存段：我们可以通过系统调用映射一块匿名区域作为共享内存，用来进行进程间通信。
内存映射文件：我们也可以将磁盘的文件映射到内存中，用来进行文件编辑或者是类似共享内存的方式进行进程通信。

磁盘的程序段 (Section) 与内存程序段 (Segment)

对于磁盘的程序，每一个单元结构称为 Section。我们可以通过 readelf -S 的选项，来查看二进制文件中所有的 Section 信息。对于右边的内存镜像，每一个单元结构称为 Segment。我们可以通过 readelf -l 的选项，来查看二进制文件加载到内存之后的 Segment 布局信息。

往往多个 Section 会对应一个 Segment
对于磁盘二进制中一些辅助信息的 Section，例如.symtab、.strtab 等，不需要在内存中进行映射

Section 主要是指在磁盘中的程序段，而 Segment 则用来指代内存中的程序段，Segment 是将具有相同权限属性的 Section 集合在一起，系统为它们分配的一块内存空间。

IA-32 机器上的 Linux 进程内存布局

在 32 位机器上，每个进程都具有 4GB 的寻址能力。Linux 系统会默认将高地址的 1GB 空间分配给内核，剩余的低 3GB 是用户可以使用的用户空间。下图是 32 位机器上 Linux 进程的一个典型的内存布局。在实践中，我们可以通过cat /proc/pid/maps来查看某个进程的实际虚拟内存布局。

我们上述的布局分析都是基于 Linux 系统下关闭了进程地址随机化的选项。如果打开进程地址随机化的模式，其中的堆空间、栈空间和共享库映射的地址，在每次程序运行下都会不一样。这是因为内核在加载的过程中，会对这些区域的起始地址增加一些随机的偏移值，这能增加缓冲区溢出的难度。

对于这个进程地址随机化选项，我们可以通过 sudo sysctl -w kernel.randomize_va_space=val的命令来设置。其中，val=0 表示关闭内存地址随机化；val=1 表示使得 mmap 的基地址、栈地址和 VDSO 的地址随机化；val=2 则是在 1 的基础上增加堆地址的随机化。

Intel 64 机器上的 Linux 进程内存布局

64 位系统理论的寻址范围是 2^64，也就是 16EB。但是，从目前来看，我们的系统和应用往往用不到这么庞大的地址空间。因此，在目前的 Intel 64 架构里定义了 canonical address 的概念，即在 64 位的模式下，如果地址位 63 到地址的最高有效位被设置为全 1 或全零，那么该地址被认为是 canonical form。目前，Intel 64 处理器往往支持 48 位的虚拟地址，这意味着 canonical address 必须将第 63 位到第 48 位设置为零或一（这取决于第 47 位是零还是一）。

所以，目前的 64 系统下的寻址空间是 2^48，即 256TB。而且根据 canonical address 的划分，地址空间天然地被分割成两个区间，分别是 0x0 - 0x00007fffffffffff 和 0xffff800000000000 - 0xffffffffffffffff。这样就直接将低 128T 的空间划分为用户空间，高 128T 划分为内核空间。下面这张图展示了 Intel 64 机器上的 Linux 进程内存布局：

对于 64 位的程序，你在查看 /proc/pid/maps 的过程中，会发现代码段跟数据段的中间还有一段不可以读写的保护段，它的作用也是防止程序在读写数据段的时候越界访问到代码段，这个保护段可以让越界访问行为直接崩溃，防止它继续往下运行。

申请堆空间

不管是 32 位系统还是 64 位系统，内核都会维护一个变量 brk，指向堆的顶部，所以，brk 的位置实际上就决定了堆的大小。Linux 系统为我们提供了两个重要的系统调用来修改堆的大小，分别是 sbrk 和 mmap

sbrk

#include <unistd.h>
void* sbrk(intptr_t incr);

sbrk 通过给内核的 brk 变量增加 incr，来改变堆的大小，incr 可以为负数。当 incr 为正数时，堆增大，当 incr 为负数时，堆减小。如果 sbrk 函数执行成功，那返回值就是 brk 的旧值；如果失败，就会返回 -1，同时会把 errno 设置为 ENOMEM。

在实际应用中，我们很少直接使用 sbrk 来申请堆内存，而是使用 C 语言提供的 malloc 函数进行堆内存的分配，然后用 free 进行内存释放。
malloc 和 free 函数不是系统调用，而是 C 语言的运行时库。Linux 上的主流运行时库是 glibc，其他影响力比较大的运行时库还有 musl 等。C 语言的运行时库多是以动态链接库的方式实现的

mmap

  #include <unistd.h>
    #include <sys/mman.h>
void* mmap(void* addr, size_t length, int prot, int flags, int fd, off_t offset);

addr 代表该区域的起始地址；
length 代表该区域长度；
prot 描述了这块新的内存区域的访问权限；
flags 描述了该区域的类型；
fd 代表文件描述符；
offset 代表文件内的偏移值。

prot 的值可以是以下四个常量的组合：

PROT_EXEC，表示这块内存区域有可执行权限，意味着这部分内存可以看成是代码段，它里面存储的往往是 CPU 可以执行的机器码。
PROT_READ，表示这块内存区域可读。
PROT_WRITE，表示这块内存区域可写。
PROT_NONE，表示这块内存区域的页面不能被访问。

flags

MAP_SHARED：创建一个共享映射的区域，多个进程可以通过共享映射的方式，来共享同一个文件。这样一来，一个进程对该文件的修改，其他进程也可以观察到，这就实现了数据的通讯。
MAP_PRIVATE：创建一个私有映射区域，多个进程可以使用私有映射的方式，来映射同一个文件。但是，当一个进程对文件进行修改时，操作系统就会为它创建一个独立的副本，这样它对文件的修改，其他进程就看不到了，从而达到映射区域私有的目的。
MAP_ANONYMOUS：创建一个匿名映射，也就是没有关联文件。使用这个选项时，fd 参数必须为空。
MAP_FIXED：一般来说，addr 参数只是建议操作系统尽量以 addr 为起始地址进行内存映射，但如果操作系统判断 addr 作为起始地址不能满足长度或者权限要求时，就会另外再找其他适合的区域进行映射。如果 flags 的值取是 MAP_FIXED 的话，就不再把 addr 看成是建议了，而是将其视为强制要求。如果不能成功映射，就会返回空指针。

当参数 fd 不为 0 时，mmap 映射的内存区域将会和文件关联 (文件映射)
如果 fd 为 0，就没有对应的相关文件，此时就是匿名映射，flags 的取值必须为 MAP_ANONYMOUS。

mmap 有四种最常用的组合

共享匿名映射

#include <sys/mman.h>
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
int main() {
    pid_t pid;
    char* shm = (char*)mmap(0, 4096, PROT_READ | PROT_WRITE,
        MAP_SHARED | MAP_ANONYMOUS, -1, 0);
    if (!(pid = fork())){
        sleep(1);
        printf("child got a message: %s\n", shm);
        sprintf(shm, "%s", "hello, father.");
        exit(0);
    }
    sprintf(shm, "%s", "hello, my child");
    sleep(2);
    printf("parent got a message: %s\n", shm);
    return 0;
}

$ gcc -o mm mmap_shm.c
$ ./mm
child got a message: hello, my child
parent got a message: hello, father.

编程高手必学的内存知识