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数组的空间分配解析：
物理地址和虚拟地址：
虚拟地址空间：
进程地址空间的本质：
为什么要有进程地址空间？
页表对进程访问内存的检查：
进程地址空间和页表如何关联起来？
进程的独立性如何体现？
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BSS段从上到下包括：未初始化全局数据区、已初始化全局数据区。
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堆区向上增长，所以在堆区后开辟的空间要比先开辟的空间的地址高。
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栈区向下增长，和堆区截然相反。
数组的空间分配解析：
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开辟的数组存储在栈区空间中，一次在栈区中从上向下开辟一整块空间。
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数组首元素被分配在这块空间的最下端，也就是地址最低处，之后的数组元素依次向上存放。
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这样对数组++，就能够找到下一个元素(由下向上，地址变大)。
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对于结构体也是一样，先声明的成员所在的地址小于后声明的成员的地址。
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对于一个int类型的变量，也可以理解为：申请4字节大小的空间，然后将数据依次从下向上存放。变量的地址就是第一个自己的地址。
物理地址和虚拟地址：
int g_val = 0; //创建一个全局变量
int main()
{
pid_t id = fork();
if(id < 0){
perror("fork");
return 0;
}
else if(id == 0) //如果是子进程，就将全局变量的值改为100
{
g_val=100;
printf("child[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);
}
else //如果是父进程，就直接打印全局变量的值
{
sleep(3);
printf("parent[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);
}
sleep(1);
return 0;
} 
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父子进程操作同一个全局变量，所操作的全局变量的地址相同。但是子进程对全局变量的修改，并不会影响到父进程打印的全局变量。
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可以推断出父子进程操作的不是同一个全局变量，基于写时拷贝，父子进程会各自保有一份全局变量g_val。
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得到结论，打印得到的地址并不是物理地址，而是虚拟地址。
虚拟地址空间：
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子进程在创建时（通常通过 fork 系统调用）会拷贝父进程的地址空间，使得子进程拥有与父进程相同的虚拟地址空间。这意味着在父进程和子进程中，所有变量的虚拟地址是相同的。
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虚拟地址通过页表映射到物理地址。虽然父子进程的虚拟地址空间相同，但它们的页表是独立的。最初，父子进程的页表中的映射指向相同的物理内存地址，这样可以共享内存，从而提高效率。
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通过页表的不同映射，父子进程在内存中的物理地址可以不同。当进程尝试修改某个共享的全局变量或数据时，操作系统会触发写时拷贝机制。
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写时拷贝机制：当父进程或子进程中的某一个试图修改共享的全局变量时，操作系统会拷贝该变量所在的物理页帧，并为尝试修改的进程创建一个新的物理页。然后，操作系统将该新页帧的物理地址更新到该进程的页表中，将这个虚拟地址与新物理地址关联起来。这样，两个进程依然可以拥有相同的虚拟地址，但实际访问的是不同的物理内存，保证了数据的一致性和进程间的独立性。
进程地址空间的本质：
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程序地址空间的本质是操作系统内核管理的一个数据结构，它用于描述和管理一个进程所能访问的所有虚拟内存地址。
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地址空间中的内存区域通常被划分为多个小块，每个小块对应一个特定的用途，如代码段、数据段、堆区、栈区等。
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这个数据结构的核心是一个或多个结构体，这些结构体包含了对每个内存小块的描述信息，包括起始地址、结束地址、访问权限（如可读、可写、可执行）等。
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程序地址空间仅仅是对进程虚拟内存的逻辑描述，并不是实际的物理内存。它定义了进程在运行时可以访问哪些虚拟地址，而实际的物理内存是由操作系统通过页表等机制进行动态映射和管理的。
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由此可以理解“ 堆栈相对而生 ”的意义就是：不断调整堆栈在进程地址空间的起始结束位置。
为什么要有进程地址空间？
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进程地址空间通过页表管理加载到内存中的进程及其数据。页表负责将进程的虚拟地址映射到物理内存地址，从而实现对进程的内存管理。
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因此，进程控制块（PCB）无需直接关心进程及其数据在物理内存中的具体位置。页表的存在使得PCB只需关注虚拟地址和相关的状态信息，而不必追踪数据在物理内存中的具体布局。
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这种机制赋予了进程一个统一的视角来管理和访问内存，通过将无序的物理内存映射为有序的虚拟地址空间，操作系统为每个进程提供了一个一致且线性的内存视图。
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进程及其数据可以在物理内存中灵活加载，无需担心具体的加载顺序。由于页表的动态映射，操作系统可以根据需要在任何空闲的物理内存位置加载进程和数据，而虚拟地址空间的连续性和有序性则由页表负责保证。
页表对进程访问内存的检查：
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页表不仅包含虚拟地址到物理地址的映射，还包含对该映射的访问权限字段。这些权限字段通常包括可读、可写、可执行等属性，用来控制进程对内存的访问权限。
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当进程试图通过地址空间访问内存时，操作系统会通过页表来检查该访问请求是否符合权限要求。如果请求的地址超出合法范围（即非法地址），或访问权限不符合页表中的规定，操作系统会在虚拟地址转化为物理地址的过程中拦截该访问。
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这种机制为内存访问提供了安全保障。当进程试图执行非法操作时，例如读取未授权的内存区域或执行不可执行的代码段，操作系统会触发一个保护机制（如产生一个页面错误异常），并采取相应的措施（如终止进程或发出警告）。
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因此可以理解为什么在字符常量区的常量不能被修改：字符常量区（通常位于代码段或专门的常量区）中的常量在加载到内存时，操作系统会通过页表将这一段的访问权限设置为只读。使得任何试图修改这些常量的操作都会被操作系统拦截，并通常会导致程序崩溃或产生异常。
进程地址空间和页表如何关联起来？
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CPU通过页表基址寄存器（CR3寄存器）直接找到页表进行地址映射。CR3寄存器中存储的是当前进程页表的物理地址，而不是虚拟地址。通过这个物理地址，CPU可以快速访问页表，从而将虚拟地址转换为实际的物理地址。
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每个进程都有自己独立的页表，用于管理该进程的虚拟地址空间。页表在进程的上下文中被保存，当操作系统调度器将进程切换到CPU上执行时，它会从该进程的上下文中读取页表地址，并将其加载到CR3寄存器中。
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在进程切换时，当前进程的页表地址会被保存到它的上下文中，随后，新的进程被加载时，其页表地址会被从其上下文中恢复并加载到CR3寄存器中。这种机制确保了不同进程在运行时可以独立地管理和访问各自的内存空间，而不互相干扰。
进程的独立性如何体现？
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每个进程都有自己独立的关键数据结构，包括进程控制块（PCB）、进程地址空间、页表以及分配给该进程的物理内存。这些数据结构在操作系统中被严格隔离，确保进程之间的独立性。
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当一个进程崩溃时，由于操作系统对进程的隔离管理，这种崩溃通常只会影响到该进程自身的数据结构，如其PCB、地址空间和与其相关联的物理内存。其他进程的执行和数据不会受到影响。
