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前言
学过C语言的话，对于程序地址空间分布图，想必大家都不会陌生
如下图在这里被称为进程地址空间(虚拟地址空间)，他是一个系统的概念，不是语言层的概念
这里给出这个代码中的地址分布给展现出来
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
int g_unval;
int g_val = 100;
int main(int argc, char *argv[], char *env[])
{
const char *str = "helloworld";
printf("code addr: %p\n", main);
printf("init global addr: %p\n", &g_val);
printf("uninit global addr: %p\n", &g_unval);
static int test = 10;
char *heap_mem = (char*)malloc(10);
char *heap_mem1 = (char*)malloc(10);
char *heap_mem2 = (char*)malloc(10);
char *heap_mem3 = (char*)malloc(10);
printf("heap addr: %p\n", heap_mem); //heap_mem(0), &heap_mem(1)
printf("heap addr: %p\n", heap_mem1); //heap_mem(0), &heap_mem(1)
printf("heap addr: %p\n", heap_mem2); //heap_mem(0), &heap_mem(1)
printf("heap addr: %p\n", heap_mem3); //heap_mem(0), &heap_mem(1)
printf("test static addr: %p\n", &test); //heap_mem(0), &heap_mem(1)
printf("stack addr: %p\n", &heap_mem); //heap_mem(0), &heap_mem(1)
printf("stack addr: %p\n", &heap_mem1); //heap_mem(0), &heap_mem(1)
printf("stack addr: %p\n", &heap_mem2); //heap_mem(0), &heap_mem(1)
printf("stack addr: %p\n", &heap_mem3); //heap_mem(0), &heap_mem(1)
printf("read only string addr: %p\n", str);
for(int i = 0 ;i < argc; i++)
{
printf("argv[%d]: %p\n", i, argv[i]);
}
for(int i = 0; env[i]; i++)
{
printf("env[%d]: %p\n", i, env[i]);
}
return 0;
}从正文代码区网上地址是依次增大的
栈地址因为需要形成栈帧，要不断入栈，不断形成临时变量，函数结束了，要释放栈帧，临时变量就被释放，所有栈是地址越来越小
堆地址向上生长
栈和堆直接有一大段的镂空空间
这里的helloworld不能被修改，放在了字符常量区
平时我们定义的字符串，是被硬编码到代码的，因为代码是只读的，所有字符串就是只读的
test是个局部变量，默认在栈上，用static修饰作用域还是在本函数的，但是生命周期就变成全局的，被编到了已初始化数据处
程序地址空间是内存吗？
不是内存
证明不是物理内存
这里的地址是一样的，这里不是内存地址，是虚拟地址，我们所使用C/C++中指针用到的地址，都是虚拟地址
概念
一个进程，一个虚拟地址空间
一个会有2的32次方个地址，一个地址是一个字节
前0~3GB的用户空间中只要拿到地址，就能直接访问
如下图，一个变量加载内存后有个物理变量(如图0x112233)，同时在地址空间上存在一个虚拟地址(如图0x111111)，在操作系统内为每一个进程创建的时候，构造一个页表
地址空间可以找到页表，左侧填入我们当前地址的某一个虚拟地址，右边填入的变量对应的物理地址，当我们的进程访问这个虚拟地址时，操作系统会自动把这个虚拟地址查表转化成我们物理内存中的地址，进而访问指定变量
页表是用来做虚拟地址和物理地址映射的
对于这里int有4个字节，然后地址空间的宽度是1字节，我们拿的是给整形开辟的四个字节地址中数值最小的地址，通过起始地址和偏移量便能访问
子进程的PCB，地址空间，页表都要从父进程那里拷贝(浅拷贝)，拷贝也就意味着子进程初始化全局数据区里面，同样存在一个全局变量g_val
如下图，如果子进程需要对变量进行修改，操作系统就会介入，将子进程得虚拟地址进行修改成新的起始物理地址，重新构建子进程页表映射关系，这就是写实拷贝，这里也就是前面提到对应的变量为什么物理地址不同，虚拟地址相同的原因，同样也就是下图问题的答案
这些都操作系统自动做的
进程是具有独立性的
用户看不到新的物理地址，操作系统将物理地址隐藏起来了，只能看到虚拟地址
虚拟地址空间
本质是一个数据结构，在操作系统内部给进程创建的
举个例子，虚拟地址空间就是一个大饼
对于这些饼也需要管理起来
先描述，在组织
将饼的管理变成对链表的增删查改
区域划分
区域划分我们只需要确认区域的开始和结束即可，就可以把地址空间划分了
地址可以用int来保存
调整区域只需要对整数变量进行加减即可
从内核中看一下
如下图，这个过程为
1.在虚拟地址空间中申请(调整区域划分)指定大小的空间
2.加载程序，申请物理内存
最后页表进行映射，物理地址转化为虚拟地址，提供给上层用户
这也就是为什么我们上层查询看到的都是虚拟地址的原因
结论：地址空间(mm_struct)是个对象，但是对象需要被初始化
他是个结构体变量，在操作系统中需要开辟空间，定义出来这个结构体
那么这些初始化的值从哪里来？加载的时候，进行初始化
为什么要有虚拟地址空间和页表呢？
1.将地址从"无序"，变"有序"
2.地址转换过程中，也可以对你的地址和操作进行合法性判定，进而保护物理内存
3.让进程管理和内存管理，进行一定程度解耦合
还有以下问题：
1.我们可以不加载代码和数据，只要task_struct、mm_struct、页表
2.创建进程，现有task_struct、mm_struct等，再加载代码和数据
3.如上图，左半部分为进程管理，右半部分为内存IO等，此处对挂起的理解：当一个进程阻塞着，进入了阻塞队列，而且当前系统中内存资源严重不足，那么操作系统就要把当前进程的代码和数据唤出到磁盘上，需要的时候再唤入，也就是说进程挂起，先找到对应的进程状态也就是S，我们需要阻塞挂起，内存空间严重不足了，这时候操作系统查页表发现其虚拟地址和物理地址都有，就会把页表清空，指定的代码和数据都唤出到swap分区中，将保留左半部分，把右半部分唤出，内存就腾出来了
拓展
这里就可以将我们的堆区进行管理了，mm_struct会记录下来每个区域的开始和结束
描述linux下进程的地址空间的所有的信息的结构体是 mm_struct （内存描述符）。每个进程只有⼀个mm_struct结构，在每个进程的task_struct结构中，有⼀个指向该进程的结构。
可以说，mm_struct结构是对整个⽤⼾空间的描述。每⼀个进程都会有自己独立的mm_struct，这样每⼀个进程都会有⾃⼰独⽴的地址空间才能互不干扰
那既然每⼀个进程都会有自己独⽴的mm_struct，操作系统肯定是要将这么多进程的mm_struct组织起来的！虚拟空间的组织⽅式有两种：
-
当虚拟区较少时采取单链表，由mmap指针指向这个链表；
-
当虚拟区间多时采取红黑树进行管理，由mm_rb指向这棵树。
linux内核使⽤ vm_area_struct 结构来表示⼀个独⽴的虚拟内存区域(VMA)，由于每个不同质的虚
拟内存区域功能和内部机制都不同，因此⼀个进程使⽤多个vm_area_struct结构来分别表示不同类型的虚拟内存区域。上⾯提到的两种组织⽅式使⽤的就是vm_area_struct结构来连接各个VMA，⽅便进程快速访问。
进程地址空间都是靠这一个个vm_area_struct来进行划分的
vm_area_struct如果太多了，就造成我们查找效率太低，可以列入红黑树当中
进程具有独立性：1.内核数据结构独立 2.加载进入内存的代码和数据独立