进程地址空间的收尾

task_struct有一个结构体成员叫mm_struct，也就是进程地址空间。

为什么要有进程地址空间：进程内存地址管理，保护物理内存，进行权限审查，从无序变有序，让我们从统一的视角看待进程代码和数据。

mm_struct里面有这些东西。

这些起始和结束划分了很多区域。也就是我们用户区的那3个G的空间：

vm_area_struct里面有自己的成员

其中vm_mm是一个指向自己的指针。

start和end指定了一段范围。

也就是内核区那1个G的空间：

进程控制

fork（）创建进程

fork有返回值，返回值的本质就是写入。

所以父进程要创建一个变量 pid id=fork（）。

返回时就是向该变量进行写入。

子进程和父进程同享这一个变量，为了子进程修改该变量时不影响父进程，因此就有了写实拷贝。

因此父子进程的该变量值不同，但是逻辑地址相同。

这在上文已经讲过，过了。

创建子进程之后会做什么事情

写实拷贝

 数据区本身是可读写的，但是在fork（）创建完子进程之后变为只读了。

原因

子进程要写入就要产生写实拷贝，写实拷贝就要重新开辟一块空间，然后进行拷贝，修改页表。

这些工作都要操作系统来做。但是操作系统要怎么介入进来呢？

此时子进程正在写入，操作系统会先在要创建子进程时把父进程的数据区变为只读权限，这时候创建完子进程之后复制父进程的代码区，子进程也为只读权限。

这个工作是操作系统完成的，用户是看不见的，也就是用户是不知道的，那么用户就有修改子进程的可能。

 

因为页表此刻是只读权限，用户写入就会因为页表转换而报错。

操作系统此时就会过来，因为有人对只读数据区写入，操作系统此刻会介入，因为父子进程共享一块空间，所以子进程的修改就会影响父进程，为了不影响父进程，操作系统会给子进程重新开一块空间。

页表转换出错的两种可能

第一种就是写入数据，正好地址落在了code starth ~code end之间，也就是代码区，这些区本身就只能读，这时候非要写就会报错。

第二种情况就是地址落在了数据区，这些区平时本身就有读写权限，此刻却只有读权限，这时候用户写入不是错误，而是操作系统为了介入的一种策略机制。