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的内存空间，从而使得编程人员在写程　序时不用考虑计算机中的物理内存的实　际容量。　下文切换），内棱通过指向新进程地址　转换表的指针加载这些寄存器。ＭＭＵ　寄存器是有特权的．只能在内核态才能　访问。这就保证了个进程只能访问自　己用Ｆ］空间内的地址．而不会访问和修　改其他进程的空间。当可执行文件被加　载时，加载器根据缺省的ｌｄ文件，把程　序加载到虚拟内存的个空间，因为这　个原因实际上很多程序的虚拟地址空间　是相同的，但是由于转换函数不同，所　实际所处的内存区域也不同。而对于　多进程管理当处理器进行进程切换并执　行个新任务时一个重要部分就是为　为ｒ支持虚拟存储管理器的管理，　Ｌｉｎｕｘ系统采用分页（ｐａｇｉｎｇ）的方式　来载人进程　所谓分页是把实际的存储　器分割为相同大小的段．例如每个段　１０２４个字节．这样１０２４个字节大小的　段便称为一个页面（ｐａｇｅ）。　虚拟存储器由存储器管理机制及　一个大容量的快速硬盘存储器支持。它　的实现基于局帮ｌ生原理，当一个程序在　运行之前，没有必要全部装入内存，而　是仗将那些当前要运行的那些部分页面　或段装入内存运行（ｃｏｐｙ－ｏｎ－ｗｒｉｔｅ），　其余暂时留在硬盘上。程序运行时如果　它所要访问的页（段）已存在，则程序　继续运行，如果发现不存在的页（段），　操作系统将产生一个页错误（ｐａ　ｇ　ｅ　ｆａｕｌｔ），这个错误导致操作系统把需要　运行的部分加载到内存中。必要时操作　系统还可　把不需要的内存页（段）交　换到磁盘上。利用这样的方式管理存储　器，便可把个进程所需要用到的存储　新任务切换任务转换表。我们可　看到　Ｌｉｎｕｘ系统的内存管理至少实现了以下　功能：　◇运行比内存还要大的程序　理　想情况下应该可　运行任意大小的程序　◇可　运行只加载了部分的程序，　缩短了程序启动的时间　◇可　使多个程序同时驻留在内　存中提高ＣＰＵ的利用率　嚣以化整为零的方式，视需求分批载　人，而核心程序则凭借属于每个页面的　页码来完成寻址各个存储器区段的工　作。　标准Ｌｉｎｕｘ是针对有内存管理单　元的处理器设计的。在这种处理器上，　虚拟地址被送到内存管理单元　（ＭＭＵ），把虚拟地址映射为物理地址。　通过赋予每个任务不同的虚拟　——物理地址转换映射，支持不同任务　之间的保护。地址转换函数在每一个任　务中定义，在一个任务中的虚拟地址空　间映射到物理内存的一个部分，而另一　个任务的虚拟地址空间映射到物理存储　器中的另外区域。计算机的内存管理单　元（ＲＭＵ）一般有一组寄存器来标识　当前运行的进程的转换表。在当前进程　将ＣＰＥ放弃给另一个进程时（一次上　上。８／　开放幂甍世界／　维普资讯 http://www.cqvip.com

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能　跑”程序的环境。Ｌｉｎｕｘ系统提供　系统调用拷贝现行进程的内容，　产生　新的进程，调用ｆｏｒｋ的进程称为父进　程；而所产生的新进程则称为子进程。　子进程会承袭父进程的一切特性，但是　这样实际在ｖｆｏｒｋ调用完成后父子进　程事实上共享同一块存储器（在子进程　调用ｅ￣ｅｃ或是ｅｘｉｔ之前），因此子进程　可　更改父进程的数据及堆栈信息，　ｖｆｏｒｋ系统调用完成后，父进程进入睡　眠，直到子进程执行ｅＸＳＣ　当子进程执　行ｅ￣ｅｃ时，由于ｅｘｅｃ要使用被执行程　它有自己的数据段，也就是说，尽管子　进程改变了所属的变量，却不会影响到　父进程的变量值。　序的数据，代码覆盖子进程的存储区　域，这样将产生写保护错误　（ｄｏｗｐ　ｐａｇｅ）（这个时候子进程写的实　＿父进程和子进程共享一个程序段，　但是各自拥有自己的堆栈、数据段、用　户空间　及进程控制块　换言之，两个　进程执行的程序代码是一样的，但是各　际上是父进程的存储区域），这个错误　导致内棱为子进程重新分配存储空间。　当子进程正确开始执行后，将唤醒父　进程，使得父进程继续往后执行　有各的程序计数器与自己的私人数据　当内桩收到ｆｏｒｋ请求时，它会先　查棱三件事：首先检查存储器是不是足　够；其次是进程表是否仍有空缺；最后　则是看看用户是否建立了太多的子进　程。如果上述三个条件满足，那么操作　系统会给子进程一个进程识别码，并且　设定ｃｐｕ时间、接着设定与父进程共享　的段，同时将父进程的ｉｎｏｄｅ拷贝一份　ｕＣｌ１ＩｌＵＸ的多进程处理　ｕＣｌｉｎｕ￣没有『ｌⅡｎｕ管理存储器，在　实现多个进程时｛ｆｏｒｋ调用生成子进　程）需要实现数据保护。　ｕＣｌｉｎｕｘ的ｆｏｒｋ和ｖｆｏｒｋ　ｕＣｌｉｎｕｘ　的ｆｏｒｋ等于ｖｆｏｒｋ　实际上ｕＣｌｉｎｕｘ的　给子进程运用，最终子进程会返回数值　０队表示它是子进程，至于父进程，它　可能等待子进程的执行结束，或与子进　程各做各的。　ｅｘｅｅ系统调甩该系统调用提供一　多进程管理通过ｖｆｏｒｋ来实现。这意味　着ｕＣｌＪｎｕｘ系统ｆｏｒｋ调用完成后，要么　子进程代替父进程执行（此时父进程已　经ｓｌｅｅｐ）直到子进程调用ｅｘｉｔ退出，要　么调用ｅｘｅｃ执行一个新的进程，这个时　候将产生可执行文件的加载，即使这个　进程只是父进程的拷贝，这个过程也不　能避免　当子进程执行ｅｘｉｔ或ｅＸＳＣ后，　子进程使用ｗａｋｅｕｐ把父进程唤醒，父　进程继续往下执行。　ｕＣｌｉｎｕｘ的这种多进程实现机制同　个进程击执行另一个进程的能力，　ｅｃ　系统调用是采用覆盖旧有进程存储器内　容的方式　所　原来程序的堆栈、数据　段与程序段都会被修改，只有用户区维　持不变。　ｖｆｏｒｋ系统调甩由于在使用ｆｏｒｋ　时，内核会将父进程拷贝一份给子进　程，但是这样的做法相当浪费时间，因　为大多数的情形都是程序在调用ｆｏｒｋ　后就立即调用ｅｘｅｃ，这样刚拷贝来的　进程区域又立即被新的数据覆盖掉。　因此Ｌ　…系坑提供一个系统调用　它的内存管理紧密相关。ｕＣｌｉｎｕｘ针对　ｉｌｏｍｍｕ处理器开发，所　被追使用一　种ｆｉａｔ￣式的内存管理模式，启动新的　应用程序时系统必须为应用程序分配存　储空间，井立即把应用程序加载到内　存　缺少了ＭＭＵ的内存重映射机制，　ｕＣｌｉｎｕｘ必须在可执行文件加载阶段对　可执行文件ｒｅｌｏｃ处理，使得程序执行时　能够直接使用物理内存。　ｖｆｏｒｋ，　ｆｏｒｋ假定系统在调用完成　ｖｆｏｒｋ后会马上执行ｅｘｅｃ，因此ｖｆｏｒｋ　不拷贝父进程的页面，只是初始化私　有的数据结构与准备足够的分页表。　—Ｊ＿皿／　开放幕境世再／