[Linux]进程地址空间

该图是虚拟地址：

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
int g_val = 0;
int main()
{pid_t id = fork();if(id < 0){perror("fork");return 0;}else if(id == 0){ //child,子进程肯定先跑完，也就是子进程先修改，完成之后，父进程再读取g_val=100;printf("child[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);}else{ //parentsleep(3);printf("parent[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);}
sleep(1);
return 0;
}

// 结果
//与环境相关，观察现象即可
child[3046]: 100 : 0x80497e8
parent[3045]: 0 : 0x80497e8

变量内容不一样,所以父子进程输出的变量绝对不是同一个变量

但地址值是一样的，说明，该地址绝对不是物理地址！

在Linux地址下，这种地址叫做虚拟地址

我们在用C/C++语言所看到的地址，全部都是虚拟地址！物理地址，用户一概看不到，由OS统一管理

在操作系统中，子进程和父进程的虚拟地址空间在创建时是相同的，但它们的物理内存映射可能不同，具体取决于操作系统的内存管理机制。

1、fork() 创建子进程时的行为

当父进程通过 fork() 创建子进程时，子进程会复制父进程的虚拟地址空间：

1. 虚拟地址相同：子进程的代码段、数据段、堆栈等逻辑地址布局与父进程完全一致。
2. 物理内存分离：初始时，父子进程的虚拟地址映射到相同的物理内存页，但这些页会被标记为只读（写时复制的优化）。

假设父进程有一个变量 int x = 10，地址为 0x1000：
子进程的 x 也会看到地址 0x1000，但物理内存此时是共享的。
当父进程或子进程尝试修改 x 时，操作系统会触发写时复制，为修改者分配新的物理页，此时两者的物理内存分离，但虚拟地址仍相同。

2、写时拷贝

1. 核心思想
   共享而非复制：初始时，多个进程（或对象）共享同一份物理内存数据。
   按需拷贝：只有当某个进程尝试写入共享内存时，系统才会真正复制该内存区域，并为写入者分配独立的物理内存副本。
   目的：避免无意义的物理内存复制，提升性能。
   触发条件：当父进程或子进程尝试写入共享内存页时。
   结果：修改者获得独立的物理页，虚拟地址保持不变。

2. 典型场景：fork() 创建子进程
   传统方式：fork() 直接复制父进程全部内存到子进程，导致大量内存拷贝（即使数据未被修改）。

COW 优化：
共享阶段：fork() 后，父子进程共享所有内存页，但将内存页标记为只读。
触发拷贝：当任一进程尝试写入共享页时，触发页错误（Page Fault）。
内核介入：操作系统检测到写操作，分配新的物理页，复制原页内容到新页，并修改进程的页表映射。
完成写入：进程继续执行写入操作，但此时操作的是独立的物理页。

3. 虚拟地址空间的独立性
   进程隔离：每个进程的虚拟地址空间是操作系统分配的独立逻辑视图，彼此隔离。
   物理内存映射不同：即使虚拟地址相同，实际物理内存可能完全不同（如父子进程修改共享页后）。

创建进程，本质是系统多了一个进程，因此需要管理进程

同一个变量，地址相同，其实是虚拟地址相同，内容不同其实是被映射到了不同的物理地址

Linux为什么要有地址空间？Linux 进程地址空间的设计是操作系统内存管理的核心机制，其核心目标是为进程提供内存保护、隔离和抽象，同时确保系统稳定性和资源的高效利用。

1、内存保护：杜绝系统级越界问题

虚拟地址空间的隔离性：
每个进程拥有独立的虚拟地址空间，通过页表映射到物理内存。进程只能访问其虚拟地址范围内被明确分配的内存区域。

页表的权限控制：
页表中每个内存页标记了读（R）、写（W）、执行（X）权限。例如：
代码段（.text）标记为 R-X（可读、可执行，不可写），防止恶意代码篡改程序逻辑。
数据段（.data）标记为 RW-（可读、可写，不可执行），防止数据段被当作代码执行（防范缓冲区溢出攻击）。

非法访问示例：
若进程尝试通过野指针写入未分配的地址（如 (int)0xdeadbeef = 42），页表中无对应物理页映射，触发段错误（Segmentation Fault），操作系统直接终止进程。

内核空间的保护：
内核内存（如 0xC0000000 以上的高地址空间）在所有进程的虚拟地址中共享，但用户态进程无权访问。任何用户态程序尝试访问内核地址会触发权限异常，确保内核安全。

2、内存抽象：进程视角的“独占内存”

(1) 一致的虚拟空间布局
所有进程的虚拟地址空间范围相同：
例如，在 32 位系统中，每个进程“认为”自己拥有完整的 0x00000000 到 0xFFFFFFFF 地址空间，包含代码段、数据段、堆、栈等区域。
实际物理内存映射不同：
进程 A 的栈地址 0x7ffffff0000 可能映射到物理页 X，而进程 B 的同栈地址映射到物理页 Y。
这种抽象让程序无需关心物理内存的实际分配，简化开发。

(2) 进程的“独占内存”假象
独立的内存视图：
进程认为自己是系统中唯一运行的实体，所有内存区域（代码、堆、栈）均为自己独占。
实际资源共享：
多个进程的代码段可能通过写时拷贝（COW）共享同一物理内存（如 fork() 后的父子进程）。
动态链接库（如 libc.so）被加载到固定虚拟地址，多个进程共享同一物理内存副本。

3、进程独立性：解耦调度与内存管理

(1) 内存管理与进程调度的分离
虚拟地址空间使物理内存管理透明化：
进程调度器只需关注 CPU 时间片的分配，无需关心进程内存的物理位置。
内存管理器通过页表动态分配物理页，甚至可以换出（Swap Out）不活跃进程的内存到磁盘，而不影响进程的虚拟地址视图。

(2) 灵活的内存分配
按需分配物理内存：
进程申请内存（如 malloc()）时，操作系统仅分配虚拟地址，物理内存的分配延迟到实际写入时（通过 COW 或缺页中断）。

示例：
进程调用 malloc(1GB)，系统立即分配虚拟地址范围，但物理内存可能仅在进程实际写入时逐步分配。