在上一篇博客中，我们介绍了环境变量，今天我们讲解进程地址空间。
进程地址空间
学习过 任意一门编程语言的同学可能都见过下面这幅图：各种数据在内存上的分布图。
我们写一个小程序来验证一下：
我们发现我们打印出的地址由上到下 是递增的。这也就大致上验证了这一幅图：
进程地址空间，会在进程的整个生命周期内一直存在，直到进程退出。
但是 这里所说的 进程地址空间就是我们 的 物理内存上的真实分布了吗？
我们还是先用一段程序来推测一下：
我们定义一个 全局变量 g_val 并初始化，它属于当前进程。然后我们生成一个子进程。让父子进程分别打印一些参数。并在第五秒的时候，我们在子进程里把g_val 重新赋值。我们观察g_val的 地址。
打印结果如下：
我们发现。前五秒，父子进程中的g_val 地址相同。后五秒，g_val 的地址也是一样的。
这就很有问题了，同一个地址 读出不同的值，这只能说明我们所说的地址根本不是物理地址。
**所以，我们曾经所学到的所有的地址以及地址相关操作 都不是 物理地址，本质是一种虚拟地址.**这种虚拟地址 是由操作系统提供的。
但是，数据和代码 是一定在 物理内存上的（冯诺依曼规定），所以OS必须负责将 虚拟地址 转化成 物理地址 。
虚拟地址
什么是虚拟地址
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进程地址空间
其本质是进程看待内存的方式，是抽象出来的概念。内核是一个mm_struct 结构体，这样每个进程，都认为自己独占整个内存资源。 -
区域划分
将线性地址空间划分为一个一个的aera,[start,end]. -
虚拟地址
在[start,end]之间的各个地址叫做虚拟地址
如何联系虚拟地址与物理地址
- 页表
虚拟地址 和 物理地址 是通过用户级页表来映射的。
这也就解释了我们之前的疑惑，父子进程同一个地址读出两个数据：
我们要运行代码，首先会将磁盘中的【代码与数据】加载到【物理内存】任意位置中，同时会在OS中产生父进程和子进程的task_struct.(PCB),以及各自的 【虚拟地址空间】和【页表】。
task_struct 中有指针去指向它的mm_struct(虚拟地址空间)，然后虚拟地址通过页表可以找到物理内存中对应的代码与数据。
由此可见，由于每个进程都拥有一块完整的 虚拟地址空间 ，所以所谓的读出两个数据，实际上是两个 虚拟地址空间 的同一个线性位置 存储了 不同的数据。
对于上面那个程序，在前五秒，父子进程 通过页表映射到 物理内存上的 同一段代码 ，同一组数据。五秒过后，子进程修改了数据，那么就会开辟一段新的空间，并把原来指向的数据拷贝过来并修改，同时子进程的页表也会相应的修改。这叫做写时拷贝。（如下图）
为什么需要虚拟地址空间
- 保护物理内存，不受任何进程内的地址直接访问，方便进行合法性检验。
比如说，在C语言中我们定义一个指针指向一个常量字符串。如果我们想修改指针，当然会报错。
实际上 物理内存 的任意位置都是可以改变的，只是因为 我们在访问 地址空间上划分好的 常量区的时候，页表会做一个检测，发现这片区域应该只能读不能写，判定为非法访问，从而不会映射到物理内存，终止进程。
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将我们的内存管理 和 进程管理 进行 解耦。
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让每个进程，以同样的方式，看待数据与代码
关于这一点，我们需要补充一些知识。
对于磁盘中的 可执行程序 ，其实是已经被划分为一个个的区域，比如代码区，全局数据区，只读数据区（一个基本划分单元是 4kb，叫做叶帧）。这是为了方便程序的 “链接”步骤。
这样的划分也导致了在磁盘将数据与代码 加载进物理内存时是 按照 区域加载的，各个区域不一定分布在一起。每一个4kb 的区域叫做 叶匡。
由于物理内存的不连续性，这给系统找数据增加了难度，但经过页表的映射与整合，在地址空间的虚拟内存上，数据与代码是线性连续分布的。