一、虚拟地址
之前提到过父子进程的数据是各自私有一份的，所以子进程中数据的变化不会影响到父进程。我们理所当然的会认为俩进程的数据该保存在不同的地方才对，可是我们却发现他们的地址竟然是相同的，这该怎么理解？
其实我们打印出来的地址并非真实的物理地址，而是虚拟地址（线性地址）。
操作系统在给每个进程分配系统的物理内存时，不会让进程知道其他进程占用内存、当前物理内存还剩余多少的情况，而是让每个进程都以为进程自己独占整个系统物理内存。进程之间彼此不知道，不关心对方存在，从而实现一定程度的隔离。
所以进程并不能直接访问到物理内存，也拿不到真正的物理地址，而是通过内核组织起的虚拟地址空间间接访问的。
task_struck 中存在一个 mm 指针，指向一个 mm_struct，这个结构体就是内核为这个进程创建的管理虚拟地址的。
进程虚拟地址空间，本质上是一个内核数据结构对象（类似PCB），记录着系统给进程划分区域的虚拟地址。
二、页表
系统对应还有一张页表，记录着与虚拟地址对应的物理地址。
当进程要访问一个变量时，进程会去找变量的虚拟地址，系统会用页表找到对应的真实物理地址进行访问。
mm_struct + 页表，就是 Linux 系统的虚拟内存管理方案。
在子进程被创建时，不仅 task_struct 被继承一份，mm_struct 也被完全继承一份，页表也被完全继承。
当父或子进程要修改一个变量值时，比如子进程修改 a 的值，系统会先重新分配一块物理内存给子进程的 a，把 a 虚拟地址对应的物理地址替换为新物理地址，然后再修改。这是OS的写时拷贝机制。
fork 后的 id 之所以值不同，也是同样的道理，虽然是同一变量名同一虚拟地址，但被操作系统映射到了不同的物理地址，拿到的值自然也就不同。
现在我们就可以认为，进程 = 内核数据结构（task_struct、mm_struct、页表）+ 代码和数据
进程的独立性，就是内核数据结构各自一份，代码和数据也是独立的（写时拷贝）。
页表中有记录着对物理地址的权限的标志位，比如代码区的权限是只读的，那么当进程拿着虚拟地址想要修改代码区的内容时，OS先查到页表中确实有对应条目，再发现对应的物理地址是只读的，就会拒绝进程访问，或者直接杀掉进程。
我们知道 C 中常量字符串是不可以被修改的，但这段代码可以被编译器编过的，而一运行就会出错，是为什么呢？
这是因为这个错误和编译器无关，是发生在系统层面的。常量字符串在代码区，系统查页表时发现进程没有修改权限，于是直接把进程结束掉了。
所以我们要在这样的 char *str 前加 const，这其实是告诉编译器，编程时不要让人改这个字符串，改了要给人报错。
isexists 标志位记录着当前物理地址对应的数据是否存在。当这个数据不存在（还没有被加载进内存、已经被清理等）时，OS 会将这部分数据重新唤入内存，并更新物理地址。
电脑的内存并不大，之所以能跑几十上百个 G 的程序，是因为程序并不是一运行就把全部代码和数据加载进内存的，而是分批加载的。
虚拟地址空间 + 页表，目的是：
1.保护物理内存
2.实现进程管理和内存管理的解耦合
3.让进程以统一的视角看待物理内存
所谓野指针，就是页表中不存在相对应的映射或者没有权限。
全局变量、字符常量，之所以存在全局性，在程序运行时一直有效，是因为他们被存储在已 / 未初始化变量区，在地址空间中，随着进程一直都存在，他们的虚拟地址，也能一直被大家看到。
命令行参数和环境变量会被传递给进程，他们在地址空间中在栈区上边，会继承自父进程。