Linux：虚拟地址空间&写时拷贝_linux写时拷贝

写时拷贝

主要是提升子进程创建效率，避免不必要的内存消耗
malloc开辟一块内存空间，其实只是先分配了一个虚拟地址，物理内存并没有直接被开辟，当第一次要修改空间数据的时候才会被分配

父子进程的页表都指向同一物理空间
因为进程具有独立性，当子进程改变数据的时候
os会为子进程重新开辟空间，并且把原始数据进行拷贝，
子进程就指向新物理空间，os只修改页表右侧，不会改左侧

fork的两个返回值，同一个变量怎么有不同的值

因为return的时候，id属于父进程的地址栈上定义的变量
fork内部，return会被执行两次，
return的本质是通过寄存器将值返回给接收返回值的变量中，谁先返回，谁就先发生写时拷贝
所以一个变量有两个值

为什么存在虚拟地址空间

保护内存，防止进程越界访问
进程出现野指针，在页表中没有映射关系
页表转换就会失败，进程无法访问内存

Linux内存管理

进程申请空间时，os只是扩大虚拟地址空间，真正访问时才会在物理空间开辟

这样内存管理和进程管理通过虚拟地址空间进行解耦

进程具有独立性：

代码和数据都是独立的，一般情况下fork后，父子进程共享所有代码，子进程拥有所有代码，只不过子进程只能从fork后执行
fork后，修改子进程的eip，也就是程序计数器，可以让子进程重头执行

写入的时候进行深拷贝就是写时拷贝

为什么采用写时拷贝

为什么不直接将代码共享，数据分开呢
父进程的数据，子进程不一定全用，如果全部拷贝，这样会增加fork运行的成本
写时拷贝是拷贝数据的最小成本

进程创建

fork后有两种情况
子进程做和父进程类似的事
子进程做别的事

进程终止

main函数是程序入口，总是会return 0
这个0是

为什么是0

0表示正确，非0表示错误
return是进程退出码，表明进程退出的信息
这个信息是让父进程读取

代码跑完，执行正确
代码跑完，执行错误
进程异常，后面讲
echo $？打印上一次进程的退出码
比如ls，成功执行，查看后退出码就是0
查看的文件不存在，退出码就是别的数

1.main函数中return表示代码退出
2.调用exit，任何地方调用都能退出，退出码是括号内的值
终止进程后会刷新缓冲区，_exit不会

进程终止，内核做了什么

进程进入z状态，父进程读取退出信息，并设置为x状态，然后释放子进程资源
进程终止时，内核结构两个学的数据结构定义出的对象，os可能并不会释放这些对象
os会维护一个进程释放链表，os创建新进程时，直接将这些pcb拿出来
这是内核的数据结构缓冲池

进程等待

解决内存泄露问题（僵尸进程造成内存泄露）
获取子进程退出状态

进程退出有退出码，exit的结果需要被父进程获取

写时拷贝：

通常，父子代码共享，父子再不写入时，数据也是共享的，当任意一方试图写入，便以写时拷贝的方式各自一份副本

父进程创建子进程后，父子进程通过页表结构映射到同一块物理内存；

• 两个进程对物理内存区域的值都不修改的时候，它们各自的进程虚拟地址与物理内存的映射关系是一致没有改变的;
• 其中一个进程修改数据的时候，操作系统才会去修改这个进程的映射关系（属于深拷贝）

• fork函数在拷贝时也拷贝了页表关系，父子进程的全局变量值都在各自数据段中；
• 两个进程的进程虚拟地址空间中的数据段，通过页表关系指向了同一个物理地址；
• 其中一个进程修改全局变量的值，操作系统会在物理内存中重新开辟一段空间保存修改之后的值（也就是开辟蓝色线指向的空间），改掉映射关系；
• 如果直接在原物理空间上修改值，就会影响另一个进程；
• 修改后会修改物理地址和页表块号的映射关系。但是虚拟地址值不变

结论：
父子进程代码是共享的（只是代码一样，实质上是有各自的代码段 ），但是它们的数据是各自独有的.*