Linux 进程虚拟地址空间详解

一、先抛出核心疑问：同一个地址，为什么父子进程值不一样？

看下面这段现象：

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int g_val = 100;
pid_t id = fork();
if(id == 0){
    g_val = 105;
    printf("子进程: g_val=%d, &g_val=%p\n", g_val, &g_val);
}else if(id>0){
    printf("父进程: g_val=%d, &g_val=%p\n", g_val, &g_val);
}

运行结果：

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父进程: g_val=100, &g_val=0x601054
子进程: g_val=105, &g_val=0x601054

同一个地址 0x601054 ，父进程读到 100，子进程读到 105？ 👉 这不是物理地址！这是虚拟地址。用户代码里拿到的所有指针地址，全部都是虚拟地址，物理地址由操作系统 + MMU 硬件隐藏起来，用户不可直接看见。

二、什么是进程虚拟地址空间

虚拟地址空间本质：OS 为每一个进程画出来的一个独立、连续的地址假象。

每个进程都认为自己独占全部内存；
每个进程拥有一套独立的struct mm_struct来描述自己的地址空间；
虚拟地址≠物理内存地址，中间依靠页表 + MMU做地址转换。

struct mm_struct就是进程地址空间的管理结构体，里面记录了各个段的起止范围：

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unsigned long start_code, end_code;    // 代码段
unsigned long start_data, end_data;    // 已初始化全局数据段
unsigned long start_brk, brk;           // 堆区域（malloc在堆上申请）
unsigned long start_stack;              // 用户栈起始
unsigned long arg_start, arg_end;       // 命令行参数
unsigned long env_start, env_end;       // 环境变量

类比理解：就像给每个人单独划分一块虚拟地盘，每个人看到的地址编号完全一样，但底层真实物理空间完全独立。

三、虚拟地址空间的分区（从低地址到高地址）

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低地址
├──────────── 代码段(.text) ───────────┤ 存放编译后的机器指令，只读
├──────────── 已初始化数据段(.data) ──┤ 初始化全局变量、static静态变量
├──────────── 未初始化数据段(.bss) ───┤ 未初始化全局/static变量，程序加载时默认清零
├──────────── 堆(heap) ───────────────┤ 向上增长，malloc/free在这里申请释放
│                                      堆的边界由brk指针控制
├──────────── 共享库/文件映射区 ───────┤ mmap区域，动态库加载位置
├──────────── 栈(stack) ──────────────┤ 向下增长，局部变量、函数帧、返回地址
├──────────── 命令行参数、环境变量 ────┤
└──────────── 内核空间 ────────────────┤ 高地址，所有进程共享同一份内核，用户态无法直接访问
高地址

重点说明：

静态变量 / 全局变量：生命周期和进程绑定，只要进程存在，就存在于数据段 /.bss，不是栈变量。
字符串常量 ：放在代码段，只读。

char *s = "hello world";
*s = 'H'; // 运行崩溃！试图修改只读区域

"hello world" 存放在只读常量区，指针s只是保存这个只读区域的虚拟地址。如果写成char s[]="hello world";，字符串会拷贝到栈上，就可以修改。

栈：函数局部变量，函数调用结束自动回收，栈向下生长。
堆：malloc申请，手动管理，堆向上生长。

四、页表 & MMU：虚拟地址 → 物理地址翻译

进程拿到虚拟地址，CPU 访问内存时，MMU 硬件自动查询当前进程的页表，完成地址翻译：

页表：内核为每个进程维护的映射表，记录：虚拟页号 → 物理页框号 + 权限位
权限位：标记该页可读、可写、可执行；
如果虚拟地址没有映射到物理内存，或者权限非法，触发缺页异常 / 段错误。

虚拟地址空间是连续的，但对应的物理内存可以离散分布 。OS 只在真正访问的时候，才分配物理内存（缺页中断），这就是延迟分配 。 malloc(1024) 只是在虚拟地址空间标记一段区域，不一定立刻分配物理内存，第一次写入的时候才触发缺页，分配物理页。

五、fork 写时拷贝（Copy On Write）

fork() 创建子进程时：

并不会立刻复制父进程所有物理内存；
父子进程共享同一份物理内存 ，页表标记为只读；
父子进程的虚拟地址空间各自独立，虚拟地址完全一样；
当任意一方尝试修改内存内容时：
1. 触发缺页异常；
2. OS 才拷贝对应的那一页物理内存；
3. 修改方的页表指向新拷贝的物理页；
4. 父子从此各自独立。

👉 这就解释前面的现象： fork 之后，父子共享g_val对应的物理页；子进程执行g_val=105写操作，触发写时拷贝，单独复制一页，所以虚拟地址不变，物理地址变成两份，父子读到不同的值。

结论：fork 本质是创建独立的虚拟地址空间 + 复制页表，物理内存延迟拷贝。代码段只读，父子可以永久共享，不需要拷贝。

六、为什么需要虚拟地址空间？三大意义

内存保护，隔离进程 每个进程只能访问自己地址空间映射的内存。访问非法地址、修改只读页面直接触发段错误，A 进程不能随意读写 B 进程内存，保护物理内存。
把离散的物理内存包装成连续的虚拟地址 物理内存碎片化，但是每个进程看到的虚拟地址是一整块连续空间，写程序不用关心物理内存分布。
解耦进程管理和物理内存管理 进程只操作虚拟地址，内核单独管理物理内存，方便实现内存置换、缺页加载、延迟分配，让物理内存利用率更高。

七、常见坑总结

指针打印出来的地址永远是虚拟地址，不是物理地址，用户层拿不到物理地址；
栈变量生命周期随函数，全局 /static 变量生命周期随进程；
字符串常量在只读段，不可修改；
malloc 只是申请虚拟地址，物理内存写的时候才分配；
fork 不复制内存，写的时候才拷贝页面。

八、思维导图对应知识点回顾

进程具有独立性，根源就是独立虚拟地址空间 + 独立页表；
mm_struct 描述整个虚拟地址空间；
页表是虚拟地址到物理地址的桥梁，MMU 硬件完成翻译；
内核空间在地址最高处，所有进程共享内核。