子进程修改数据要进行写时拷贝，但是为什么打印的地址是一样的，
当存入一个变量，内存中开辟一个空间物理地址乘gval，地址空间也有四字节的全局变量，这个起始称为虚拟地址，操作系统内为每一个进程构建一张页表的东西，页表左侧填虚拟地址，右侧物理地址，进程想要访问虚拟地址时查表访问物理地址，访问指定变量，所有元素都是这样，代码，所有数据都通过映射，整形四个字节每个字节都要有地址为什么只拿到一个地址，拿的是最开始的地址，通过类型决定访问几个字节。 子进程的pcb 进程地址空间 页表都是拷贝父进程的，页表就是浅拷贝，父子代码数据就是共享的，后来子进程要修改，内存中再拷贝一份，得到新的物理地址，修改映射关系，修改页表，这种机制是写时拷贝
父子进程不管谁只要发生return就要发生写时拷贝，父子访问同一个变量虚拟地址但是映射到不同的物理地址，
管理虚拟地址空间先描述在组织，虚拟地址空间本质就是个结构体对象，tast struct也是个结构体变量，两个结构体之间可以用指针相互指向，这个结构体有很多信息，还有mm*组织起来，对饼的管理， 虚拟地址空间是在操作系统内部给进程创建的结构体对象，这就是虚拟地址空间，
虚拟地址空间的结构体内装的是地址的开始和结束，调整地址空间只需要对这些开始结束加减就行
当我们的程序变成进程的时候，代码数据要加载到物理内存，占多少字节，虚拟地址空间就从特定地址开始开辟多少字节，然后填充页表，就一一对应了，
为什么不直接去物理内存找还要进行一层转化，页表中还有权限，权限没有就不给转，或者杀掉，可以对物理内存进行保护，
如果查的地址在页表中根本没有这叫野指针，操作系统把进程干掉了，所以野指针之后可能崩溃
字符常量区是只读的，如果写页表转化失败，操作系统不让转，
不管C C++编译好都是二进制程序，就要有PCB还有地址空间，页表，
缺页中断
代码特别大，虚拟地址开代码总大小，页表中物理地址只有四分之一，这样就少用内存了，需要后面代码时再把进程运行暂停一下，在从磁盘换一些，重新构建关系，继续运行
如果没有虚拟地址空间，申请内存时pcb内指针必须跟着变，如果加载代码数据就和进程管理强相关了，现在加载内存改页表就行，所以解耦合。
所以可以先创建pcb 地址空间和页表，虚拟空间上东西先给初始化了，（把那些空间多大读上来）代码数据一行也不加载，
挂起：
先找到S状态的进程操作系统查页表，把页表物理内存清空，代码数据全部唤出到磁盘指定位置，保留左半部分，右边唤出，所以进程还存在，这解耦特别好，可以分批加进来也可以分批换出去
malloc好几次，是离散的好几个起始地址，但是堆区只有一个起始地址，怎么理解
虚拟地址空间中还存在vm area，是个链表会记录每个子区域的开始结束，这样就可以分段不连续全部划分哈，壹份堆区对应一份vm area struct,每份start end就直接得到
每个区域都有vm area struct堆区可以有好几个，mmstruct对应整个地址空间整体的描述，
代码数据父子共享，子进程一旦尝试修改，就写实拷贝
如果这个进程要执行另一款操作系统呢，那么就可以在Linux上跑其他的操作系统这就是内核级虚拟机的原理，进程是独立的，各个操作系统 直接是独立的
如果父进程没有创建子进程那么数据段是读写的，创建之后把页表中所有的项目改成只读，子进程写入时，操作系统就发现虚拟地址物理地址都有合法的，而且访问的是数据段，因为mm内有每个段的地址间距，所以能区分开，但是发现是制只读的就触发写时拷贝，，
为什么要写时拷贝
数据直接拷贝话创建子进程太慢，只改一部分全拷贝，内存重复，
那个子进程先写就把权限设成读写，所有子进程都设玩那么父进程变成读写
