虚拟地址空间（下）进程地址空间（上）
一.关于页表组成
1.权限（rwx)
作用：如1.让代码区变成只读的 2.写时拷贝的实现：子进程创建时其页表指向的父进程代码和数据权限都是只读的，子进程试图修改，触发错误，系统开始写时拷贝。
来源：1.可执行程序本身已经包含了区域权限信息，代码区不可写等
2.真实地址是否存在的位（isexits)
作用：节省内存空间：
1.分批加载：：系统创建进程先加载进程对应磁盘内一部分数据，将页表记录位记录不存在，等进程使用这部分虚拟地址对应的数据时，再从磁盘加载到指定物理地址位置。2.挂起操作。
二.关于mm_struct初始化时怎么分配各区域的大小
1.可执行程序在编译时，各个区域已经确定，直接给mm_struct初始化，（程序内申请空间实质是扩大程序记录的堆的大小（也就是虚拟空间的大小），给mm_struct，操作系统在需要用的时候再开辟空间），执行时mm_struct给操作系统实时开辟
三.进程地址空间（上）
再谈创建进程：
写时拷贝
是什么：创建子进程，子进程实际指向的代码和数据和父进程相同，修改时再拷贝，互不干扰。
实现：创建子进程时，页表所有位置权限位设为只读，一旦子进程和父进程任意一方对共同数据进行写入，触发缺页中断，系统监测是不是需要写时拷贝，是，将数据拷贝一份，修改页表指向，修改权限。互不干扰。
再谈进程终止
1.进程正常退出：看进程退出码判断运行结果是否正常（return 0，return -1...)
2.进程意外终止：OS提前用信号终止了进程（访问非法等）。看退出信号判断情况:退出码为0则没收到信号，退出信号判断进程是否提前退出了，提前退出原因是什么（kill就是给进程信号，退出进程），正常退出了看退出结果是否正确看退出码。
再谈进程等待：
回收等待的进程：子进程结束了，就要将退出信号和退出码存入PCB并等待，直到父进程回收
回收系统调用：
pid_t wait(int *status);进程一直等待，直到有它的子进程退出，
接收退出状况status（若不接受可传入空指针），返回退出进程的pid，失败时返回 -1，并设置 errno 以指示错误原因。
pid_t waitpid(pid_t pid,int *status, int options);进程等待一次，若没退出
pid为要等待的子进程（传入-1为任意），options为0为阻塞等待，WNOHANG非阻塞等待
status:
两个判断status情况的宏：bool WIFEXITED(int status)如果进程正常退出则返回真
int WEXITSTATUS（int status).如果正常退出，提取退出码
进程替换
不是创建新进程，是在原进程的基础上替换新的可执行程序的代码和数据（堆栈重新初始化），PCB不换！
创建一个已有可执行程序为基础的进程，可以先创建一个子进程，再进程替换（bash也是这么做的，只需要全部写时拷贝再替换）
补充：
1.readelf -s 可执行程序名
看可执行程序的各个区域大小
2.野指针实质是页表内没有对应映射，操作系统不给访问，运行错误
3.为什么要用虚拟地址空间
-->1.虚拟地址空间+页表保护内存
--->2.让进程以统一视角看物理内存：加载各个区里的物理地址不必连续，虚拟地址连续，进程不必分别管理一块一块。作用：让代码数据可以加载到内存的任意地址处，页表映射寻找效率高O(1)。
---->3.进程管理和内存管理在系统层面解耦合:进程创建只需创建数据结构，其余的代码加载，进程需要的内存操作（申请空间），操作系统可以先骗过进程，等到使用的时候再真进行内存操作。两者具有滞后性，可以更好的省内存，省资源。
4.环境变量为什么一直能被进程看到
进程虚拟地址空间内就有环境变量表
5.1. 打印错误的代码
#include <errno.h>
变量int errno最近函数的错误码，（依赖于最近的函数内是否设置了错误码，fopen,fork都设置了）
#include <string.h>
char *strerror(int errnum);根据错误码返回错误原因字符串
（标准C库的功能）
5.2. 退出代码
#include<cstdlib>
void exit(int i);让进程直接退出，通过正常退出机制终止进程，设置退出码i。且刷新缓冲区（缓冲区是语言级别的概念，语言编译了维护，不是操作系统的）
_exit(int i);系统调用，退出不刷新缓冲区
exit语言封装了_exit。
6.数据段（Data Segment） 中的数据在 进程创建之前 就已经存在了。具体来说，这些数据是在 程序编译和链接时 确定的，并存储在可执行文件中。当程序启动时，操作系统会加载可执行文件，并将数据段的内容映射到进程的地址空间中。