这节，我们重点就来说一个事情——进程地址空间。（这次比较短，连个目录都没有哈哈~~）
我们在讲C语言的时候，给大家画过这样的所谓的空间布局图
什么栈区内存是有高地址向低地址增长，堆区是由低地址向高地址增长；
由于当时我们需要更好地理解malloc、更好地理解函数的开辟方式， 我们给大家画出了这么个模型。
可是我们并不真正理解它。
今天，我们来详细地探讨一下它。
我们先通过一个具体的例子来感受一下：
1 #include<stdio.h> 2 #include<unistd.h> 3 int main() 4 { 5 int gav_l = 100; 6 7 pid_t id = fork(); 8 if(id == 0) 9 { 10 //child 11 gav_l = 10; 12 printf("%d\n",gav_l); 13 printf("i am a child , my piont is %p\n",&gav_l); 14 sleep(1); 15 } 16 if(id > 0) 17 { 18 //father 19 sleep(2); 20 printf("%d\n",gav_l); 21 printf("i am father , my piont is %p\n",&gav_l); 22 sleep(1); 23 } 24 return 0; 25 }
这么一段代码，我们先让父进程sleep一下，就是说让子进程先跑。
我们来看运行结果
发现了什么？父进程和子进程的gav_l的值不一样，但是它们俩的地址是一样的！！！
用脚想：如果这里的地址是物理地址，就是说是真正硬件存储器上的地址，那我拿到了一个地址，它对应的值到底是10，还是20？
所以，我们得出了一个结论：这里的地址不是物理地址，而是虚拟地址。
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
OS必须负责将 虚拟地址 转化成 物理地址 。
那怎么理解呢？
这就引出了我们今天的重点——进程地址空间
我们结合上面的图来看。
对于一个进程而言，在OS为其创建的时候（即创建task_struct），里面会有一个mm_struct的指针，指向mm_struct这么一个结构体，在这个结构体里面，就有着一块一块区域的划分，比如：
意思就是说，其人为地 创建并规定了 某某空间从哪到哪，从哪到哪。
然后，由OS完成从虚拟内存向物理内存的映射，这项工作通过页表完成：
对于页表，举个例子，结合上图：
比如说，在mm_struct里，其是一个地址，那么其通过某种映射关系，映射到物理内中。
然后，页表将物理地址和虚拟地址存储并匹配起来，这样，日后就可以通过虚拟地址找到物理内存中的地址，进而找到其存储的值。
当然，这里只是做一个举例，关于页表，实际上存储的东西远远不止有这些。比如还有像读写信息啦等等。
我们现在就能更好的理解进程了。一个进程，其包含了很多，我们现在可以这样认为：
一个进程是包含了 一堆数据结构以及代码和数据。
在创建新的进程时，
其会依照父进程为模板，在OS为其分配PCB等数据结构的同时，会将父进程的代码和数据拷贝一份到子进程中。
由于代码都只是可读了，而数据是可读可写的，
那么对于父子进程来说，就存在了这样的关系：它们的代码是共享的，而数据是各自私有的。而为了节省内存，在拷贝过后，父子进程的数据实际上也是由同一块物理内存存储的。
就是说，当其未修改的时候，
是像这样的：
那如果数据被修改了呢？就像我们上面说的代码的那个例子一样？
那我们就需要再来说说写时拷贝。
写时拷贝：顾名思义，在写的时候进行拷贝。意思就是，在拷贝后，如果对父子进程的数据进行修改，那么OS就会帮我们在物理内存中拷贝一份相同大的数据空间（就基本是你写多少拷贝多少），然后在新的空间中去写入，再将页表中的对应的映射地址修改掉，指向新的地址即可。
就像我们刚刚的那张图这样：
那么，为什么要有这样的存在呢？
第一：可以保护内存。对物理内存的访问，由OS去完成，不让用户去瞎搞，这样一定程度上是对内存进行了保护。
第二：给所有的进程地址空间都提供一致的地址，并且提供可以连续访问的地址。保证进程的独立性。
试想，如果多个进程同时跑，没有虚拟内存，那出现这样的情况怎么办？
并且这样也会使得用户在用每个进程的时候，从用户的角度来说，由于相同的元素，地址却不一样，会很难受。这样进程的独立性也就无法保证了。
