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程序地址空间

在Linux环境下，我们可以对上述程序空间地址进行验证：

运行程序，可以看到，我们就可以很好看出程序的地址空间的排布了：

进程地址空间

严格来说，我们上面所说的程序地址空间并不完全正确，他应该叫做进程地址空间才对。
接下来我们来看一段比较奇怪的代码：

运行程序会发现：

即使我们改变了g_val的值，我们程序的地址并没有发生任何变化，这是为什么呢？
接下来我们就需要引出虚拟地址空间的概念：

我们需要知道的是，我们平时所打印出来的地址，其实都不是物理地址，而是虚拟地址，是由操作系统进行管理的，我们是看不到的。而我们所谓的进程地址空间就相当于他的起始位置为0x00000000，结束位置为0xffffffff，然后划分为我们所说的代码区，堆区，栈区…，他其实是一种数据结构，在Linux下它是由结构体mm_struct实现的。

mm_struct中记录了每一个边界的开始位置与结束位置，而每一个区域之中都会存在各种的虚拟地址。

每个进程被创建时，他的进程控制块(task_atruct)和进程地址空间也会相应的被创建，task_atruct中会存储一个指针指向进程地址空间，进程控制块通过这个指针会找到进程地址空间进行访问，而进程地址空间与物理内存之间又是通过页表联系起来，最终完成对物理内存的访问。

地址空间和页表（用户级）每一个进程都私有一份，只要保证每一个页表映射到不同的物理内存区域，就能使进程之间不会相互影响，保证了进程的独立性。

接下来我们就可以理解最开始我们所提出的问题了，fork()以后，子进程产生，它包含了父进程的大部分属性，其中他们的虚拟地址就可以是一样的，此时的子进程与父进程共享物理内存中的代码与数据，而如果我们此时需要更改子进程的数据，会将父进程的数据拷贝一份，并不会影响父进程，子进程的页表会重新映射子进程在物理内存中的数据，这就是为什么我们更改了数据，但是地址并没有发生改变的原因。

这也就是为什么一个变量可能会同时保存两个不同的值，return的本质就是对id的写入，写入的过程中发生了写时拷贝，这样父进程和子进程在物理内存中就会有自己不同的变量空间，但是他们在用户层是共用一个变量（虚拟地址）的。

我们还需了解的是，当我们的可执行程序并没有被加载到内存中的时候，其实就已经形成了地址，即编译器在编译代码的过程中就已经形成了代码区，数据区…各个区域，并对每个变量，每一行代码进行了编址，所以程序在编译的时候，就已经形成了虚拟地址。

当CPU得到指令以后，磁盘的数据加载到内存当中，此时CPU通过虚拟地址空间与页表对物理内存进行访问，而物理内存中的变量和函数都被编译器赋予了相应的虚拟地址，当CPU访问到这些函数与变量时，所读取的并不是物理内存的地址，而是虚拟地址，所以CPU所读取的指令地址是虚拟地址。

那么为什么会存在进程地址空间呢？

主要有以下三点原因：

• 我们的物理内存并不是随便就能访问的，对于非法的访问和映射OS会识别到，终止此进程，这就有效的保护了我们的物理内存空间，也就是保护了进程与内核空间有效数据。
• 因为进程地址空间与页表的存在，磁盘中的数据可以加载到物理内存中的任意位置，所以内存管理模块和进程管理模块就完成了解耦合，物理内存和进程管理就可以做到没有联系。这样就算我们开辟了虚拟地址空间，如果我们不进行使用，物理内存可以一个字节都不给，当我们真正需要进行物理地址空间使用的时候，才会执行相关算法，为你申请内存，构建页表，访问物理内存，这种延迟分配的策略，就极大的提高了程序的效率。
• 在物理内存中可以再任意位置加载，看似是无序的，但是由于页表与进程地址空间的存在，通过映射关系，在进程视角看来，内存的分配又是有序的，进程地址空间的存在，可以让每个进程都以为自己拥有4GB的空间，并且每个区域都是有序的，进而通过构建页表访问物理地址空间，进程与进程之间就会互相不产生影响，甚至就不会知道其他进程的存在，也就实现了进程的独立性。

那么我们就可以重新理解我们的挂起状态：

加载的本质就是在创建进程，但是并不是将所有的代码和数据全部加载到内存当中去，通过上面的知识我们就可以知道，我们只会将我们所需要立即使用的数据加载进内存，这叫做唤入，当他长时间不会使用时，数据和代码就会被换出，这就叫做挂起状态。