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1、cpu運行過程中為什么可以動態(tài)尋址？
處理器的尋址方式就是如何獲取程序運行過程中操作數(shù)來源問題、一般操作數(shù)來源于存儲器。這是指的是內(nèi)存。
java代碼被編譯成匯編代碼之后、就會將代碼中的變量轉(zhuǎn)化為當前進程所在的虛擬內(nèi)存的地址信息，當操作系統(tǒng)調(diào)度到該代碼執(zhí)行的時候、代碼被裝載進入CPU寄存器的時候、代碼中數(shù)據(jù)的尋址地址是已經(jīng)確定的。所以CPU在代碼 執(zhí)行過程中是已知具體代碼所引用的數(shù)據(jù)在內(nèi)存中的物理地址的。
內(nèi)存通常被組織為一個由M個連續(xù)的字節(jié)大小的單元組成的數(shù)組，每個字節(jié)都有一個唯一的物理地址（Physical Address PA），作為到數(shù)組的索引。CPU訪問內(nèi)存最簡單直接的方法就是使用物理地址，這種尋址方式被稱為物理尋址。
現(xiàn)代處理器使用的是一種稱為虛擬尋址（Virtual Addressing）的尋址方式。使用虛擬尋址，CPU需要將虛擬地址翻譯成物理地址，這樣才能訪問到真實的物理內(nèi)存。
2、內(nèi)存的定義
內(nèi)存通常被組織為一個由M個連續(xù)的字節(jié)大小的單元組成的數(shù)組，每個字節(jié)都有一個唯一的物理地址（Physical Address PA），作為到數(shù)組的索引。CPU訪問內(nèi)存最簡單直接的方法就是使用物理地址，這種尋址方式被稱為物理尋址。
3、CPU尋址的過程如圖所示
由程序產(chǎn)生的地址被稱為虛擬地址，它們構(gòu)成了一個虛擬地址空間。在使用虛擬存儲器的情況下，虛擬地址不是被直接送到內(nèi)存總線上，而且是被送到內(nèi)存管理單元(Memory Management Unt,MMU)，MMU把虛擬地址映射為物理內(nèi)存地址。
虛擬尋址需要硬件與操作系統(tǒng)之間互相合作。CPU中含有一個被稱為內(nèi)存管理單元（Memory Management Unit, MMU）的硬件，它的功能是將虛擬地址轉(zhuǎn)換為物理地址。MMU需要借助存放在內(nèi)存中的頁表來動態(tài)翻譯虛擬地址，該頁表由操作系統(tǒng)管理。
4、頁表
虛擬內(nèi)存空間被組織為一個存放在硬盤上的M個連續(xù)的字節(jié)大小的單元組成的數(shù)組，每個字節(jié)都有一個唯一的虛擬地址，作為到數(shù)組的索引（這點其實與物理內(nèi)存是一樣的）。
操作系統(tǒng)通過將虛擬內(nèi)存分割為大小固定的塊來作為硬盤和內(nèi)存之間的傳輸單位，這個塊被稱為虛擬頁（Virtual Page, VP），每個虛擬頁的大小為P=2^p字節(jié)。物理內(nèi)存也會按照這種方法分割為物理頁（Physical Page, PP），大小也為P字節(jié)。
CPU在獲得虛擬地址之后，需要通過MMU將虛擬地址翻譯為物理地址。而在翻譯的過程中還需要借助頁表，所謂頁表就是一個存放在物理內(nèi)存中的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，它記錄了虛擬頁與物理頁的映射關系。
頁表是一個元素為頁表條目（Page Table Entry, PTE）的集合，每個虛擬頁在頁表中一個固定偏移量的位置上都有一個PTE。下面是PTE僅含有一個有效位標記的頁表結(jié)構(gòu)，該有效位代表這個虛擬頁是否被緩存在物理內(nèi)存中。
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虛擬頁VP0、VP4、VP6、VP7被緩存在物理內(nèi)存中，虛擬頁VP2和VP5被分配在頁表中，但并沒有緩存在物理內(nèi)存，虛擬頁VP1和VP3還沒有被分配。
在進行動態(tài)內(nèi)存分配時，例如malloc()函數(shù)或者其他高級語言中的new關鍵字，操作系統(tǒng)會在硬盤中創(chuàng)建或申請一段虛擬內(nèi)存空間，并更新到頁表（分配一個PTE，使該PTE指向硬盤上這個新創(chuàng)建的虛擬頁）?！就鞪ava中NIO的ByteBuffer調(diào)用allocate分配內(nèi)存也是同理，這就叫做內(nèi)存分配不是在物理內(nèi)存上分配、而是在分配一塊虛擬內(nèi)存出來、等真正使用的時候操作系統(tǒng)調(diào)入物理內(nèi)存 ****https://www.zhihu.com/question/48960471/answer/122540835****】
由于CPU每次進行地址翻譯的時候都需要經(jīng)過PTE，所以如果想控制內(nèi)存系統(tǒng)的訪問，可以在PTE上添加一些額外的許可位（例如讀寫權限、內(nèi)核權限等），這樣只要有指令違反了這些許可條件，CPU就會觸發(fā)一個一般保護故障，將控制權傳遞給內(nèi)核中的異常處理程序。一般這種異常被稱為“段錯誤（Segmentation Fault）”。
5、頁命中
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如上圖所示，MMU根據(jù)虛擬地址在頁表中尋址到了PTE4，該PTE的有效位為1，代表該虛擬頁已經(jīng)被緩存在物理內(nèi)存中了，最終MMU得到了PTE中的物理內(nèi)存地址（指向PP 1）。
6、缺頁
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如上圖所示，MMU根據(jù)虛擬地址在頁表中尋址到了PTE 2，該PTE的有效位為0，代表該虛擬頁并沒有被緩存在物理內(nèi)存中。虛擬頁沒有被緩存在物理內(nèi)存中（緩存未命中）被稱為缺頁
當CPU遇見缺頁時會觸發(fā)一個缺頁異常，缺頁異常將控制權轉(zhuǎn)向操作系統(tǒng)內(nèi)核，然后調(diào)用內(nèi)核中的缺頁異常處理程序，該程序會選擇一個犧牲頁，如果犧牲頁已被修改過，內(nèi)核會先將它復制回硬盤（采用寫回機制而不是直寫也是為了盡量減少對硬盤的訪問次數(shù)），然后再把該虛擬頁覆蓋到犧牲頁的位置，并且更新PTE。
當缺頁異常處理程序返回時，它會重新啟動導致缺頁的指令，該指令會把導致缺頁的虛擬地址重新發(fā)送給MMU。由于現(xiàn)在已經(jīng)成功處理了缺頁異常，所以最終結(jié)果是頁命中，并得到物理地址。
這種在硬盤和內(nèi)存之間傳送頁的行為稱為頁面調(diào)度（paging）：頁從硬盤換入內(nèi)存和從內(nèi)存換出到硬盤。當缺頁異常發(fā)生時，才將頁面換入到內(nèi)存的策略稱為按需頁面調(diào)度（demand paging），所有現(xiàn)代操作系統(tǒng)基本都使用的是按需頁面調(diào)度的策略。
虛擬內(nèi)存跟CPU高速緩存（或其他使用緩存的技術）一樣依賴于局部性原則。雖然處理缺頁消耗的性能很多（畢竟還是要從硬盤中讀取），而且程序在運行過程中引用的不同虛擬頁的總數(shù)可能會超出物理內(nèi)存的大小，但是局部性原則保證了在任意時刻，程序?qū)②呄蛴谠谝粋€較小的活動頁面（active page）集合上工作，這個集合被稱為工作集（working set）。根據(jù)空間局部性原則（一個被訪問過的內(nèi)存地址以及其周邊的內(nèi)存地址都會有很大幾率被再次訪問）與時間局部性原則（一個被訪問過的內(nèi)存地址在之后會有很大幾率被再次訪問），只要將工作集緩存在物理內(nèi)存中，接下來的地址翻譯請求很大幾率都在其中，從而減少了額外的硬盤流量。
如果一個程序沒有良好的局部性，將會使工作集的大小不斷膨脹，直至超過物理內(nèi)存的大小，這時程序會產(chǎn)生一種叫做抖動（thrashing）的狀態(tài)，頁面會不斷地換入換出，如此多次的讀寫硬盤開銷，性能自然會十分“恐怖”。所以，想要編寫出性能高效的程序，首先要保證程序的時間局部性與空間局部性。
7、多級頁表 多級頁表是如何節(jié)約內(nèi)存的 多級頁面占用內(nèi)存分析
通過一個頂級頁表為真正有用的頁表提供索引，這是我所理解的二級頁表的本質(zhì)**
我們目前為止討論的只是單頁表，但在實際的環(huán)境中虛擬空間地址都是很大的（一個32位系統(tǒng)的地址空間有2^32 = 4GB，更別說64位系統(tǒng)了）。在這種情況下，使用一個單頁表明顯是效率低下的并且也是很浪費內(nèi)存空間的。
常用方法是使用層次結(jié)構(gòu)的頁表。假設我們的環(huán)境為一個32位的虛擬地址空間，它有如下形式：
虛擬地址空間被分為4KB的頁，每個PTE都是4字節(jié)。
內(nèi)存的前2K個頁面分配給了代碼和數(shù)據(jù)。
之后的6K個頁面還未被分配。
再接下來的1023個頁面也未分配，其后的1個頁面分配給了用戶棧。
下圖是為該虛擬地址空間構(gòu)造的二級頁表層次結(jié)構(gòu)（真實情況中多為四級或更多），一級頁表（1024個PTE正好覆蓋4GB的虛擬地址空間，同時每個PTE只有4字節(jié)，這樣一級頁表與二級頁表的大小也正好與一個頁面的大小一致都為4KB）的每個PTE負責映射虛擬地址空間中一個4MB的片（chunk），每一片都由1024個連續(xù)的頁面組成。二級頁表中的每個PTE負責映射一個4KB的虛擬內(nèi)存頁面。
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8、地址翻譯的過程
從形式上來說，地址翻譯是一個N元素的虛擬地址空間中的元素和一個M元素的物理地址空間中元素之間的映射。
下圖為MMU利用頁表進行尋址的過程：
頁表基址寄存器（PTBR）指向當前頁表。一個n位的虛擬地址【也就是CPU的尋址地址】包含兩個部分，一個p位的虛擬頁面偏移量（Virtual Page Offset, VPO）和一個（n - p）位的虛擬頁號（Virtual Page Number, VPN）。
MMU根據(jù)VPN來選擇對應的PTE，例如VPN 0代表PTE 0、VPN 1代表PTE 1....因為物理頁與虛擬頁的大小是一致的，所以物理頁面偏移量（Physical Page Offset, PPO）與VPO是相同的。那么之后只要將PTE中的物理頁號（Physical Page Number, PPN）與虛擬地址中的VPO串聯(lián)起來，就能得到相應的物理地址。
多級頁表的地址翻譯也是如此，只不過因為有多個層次，所以VPN需要分成多段。假設有一個k級頁表，虛擬地址會被分割成k個VPN和1個VPO，每個VPN i都是一個到第i級頁表的索引。為了構(gòu)造物理地址，MMU需要訪問k個PTE才能拿到對應的PPN。
9、TLB
頁表是被緩存在內(nèi)存中的，盡管內(nèi)存的速度相對于硬盤來說已經(jīng)非?？炝耍cCPU還是有所差距。為了防止每次地址翻譯操作都需要去訪問內(nèi)存，CPU使用了高速緩存與TLB來緩存PTE。
在最糟糕的情況下（不包括缺頁），MMU需要訪問內(nèi)存取得相應的PTE，這個代價大約為幾十到幾百個周期，如果PTE湊巧緩存在L1高速緩存中（如果L1沒有還會從L2中查找，不過我們忽略多級緩沖區(qū)的細節(jié)），那么性能開銷就會下降到1個或2個周期。然而，許多系統(tǒng)甚至需要消除即使這樣微小的開銷，TLB由此而生。
LB（Translation Lookaside Buffer, TLB）被稱為翻譯后備緩沖器或翻譯旁路緩沖器，它是MMU中的一個緩沖區(qū)，其中每一行都保存著一個由單個PTE組成的塊。用于組選擇和行匹配的索引與標記字段是從VPN中提取出來的，如果TLB中有T = 2^t個組，那么TLB索引（TLBI）是由VPN的t個最低位組成的，而TLB標記（TLBT）是由VPN中剩余的位組成的。
下圖為地址翻譯的流程（TLB命中的情況下）：
第一步，CPU將一個虛擬地址交給MMU進行地址翻譯。
第二步和第三步，MMU通過TLB取得相應的PTE。
第四步，MMU通過PTE翻譯出物理地址并將它發(fā)送給高速緩存/內(nèi)存。
第五步，高速緩存返回數(shù)據(jù)到CPU（如果緩存命中的話，否則還需要訪問內(nèi)存）。
當TLB未命中時，MMU必須從高速緩存/內(nèi)存中取出相應的PTE，并將新取得的PTE存放到TLB（如果TLB已滿會覆蓋一個已經(jīng)存在的PTE）。
10、Linux中的虛擬內(nèi)存系統(tǒng)
Linux為每個進程維護了一個單獨的虛擬地址空間。虛擬地址空間分為內(nèi)核空間與用戶空間，用戶空間包括代碼、數(shù)據(jù)、堆、共享庫以及棧，內(nèi)核空間包括內(nèi)核中的代碼和數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，內(nèi)核空間的某些區(qū)域被映射到所有進程共享的物理頁面。Linux也將一組連續(xù)的虛擬頁面（大小等于內(nèi)存總量）映射到相應的一組連續(xù)的物理頁面，這種做法為內(nèi)核提供了一種便利的方法來訪問物理內(nèi)存中任何特定的位置。
Linux將虛擬內(nèi)存組織成一些區(qū)域（也稱為段）的集合，區(qū)域的概念允許虛擬地址空間有間隙。一個區(qū)域就是已經(jīng)存在著的已分配的虛擬內(nèi)存的連續(xù)片（chunk）。例如，代碼段、數(shù)據(jù)段、堆、共享庫段，以及用戶棧都屬于不同的區(qū)域，每個存在的虛擬頁都保存在某個區(qū)域中，而不屬于任何區(qū)域的虛擬頁是不存在的，也不能被進程所引用。
內(nèi)核為系統(tǒng)中的每個進程維護一個單獨的任務結(jié)構(gòu)（task_struct）。任務結(jié)構(gòu)中的元素包含或者指向內(nèi)核運行該進程所需的所有信息（PID、指向用戶棧的指針、可執(zhí)行目標文件的名字、程序計數(shù)器等）。
mm_struct：描述了虛擬內(nèi)存的當前狀態(tài)。pgd指向一級頁表的基址（當內(nèi)核運行這個進程時，pgd會被存放在CR3控制寄存器，也就是頁表基址寄存器中），mmap指向一個vm_area_structs的鏈表，其中每個vm_area_structs都描述了當前虛擬地址空間的一個區(qū)域。
vm_starts：指向這個區(qū)域的起始處。
vm_end：指向這個區(qū)域的結(jié)束處。
vm_prot：描述這個區(qū)域內(nèi)包含的所有頁的讀寫許可權限。
vm_flags：描述這個區(qū)域內(nèi)的頁面是與其他進程共享的，還是這個進程私有的以及一些其他信息。
vm_next：指向鏈表的下一個區(qū)域結(jié)構(gòu)。
11、內(nèi)存映射 nmap的概念理解 java內(nèi)存映射文件
內(nèi)存映射、java讀取磁盤文件、必須每次調(diào)用操作系統(tǒng)提供的底層標準IO系統(tǒng)調(diào)用函數(shù) read()、write(),此時調(diào)用此函數(shù)的進程（在JAVA中即java進程）由當前的用戶態(tài)切換到內(nèi)核態(tài)，然后OS的內(nèi)核代碼負責將相應的文件數(shù)據(jù)讀取到內(nèi)核的IO緩沖區(qū),(這里的內(nèi)核IO緩沖區(qū)是進程虛擬內(nèi)存的內(nèi)核部分數(shù)據(jù)、映射到同一片物理內(nèi)存當中)，然 后再把數(shù)據(jù)從內(nèi)核IO緩沖區(qū)拷貝到進程的私有地址空間中去，這樣便完成了一次IO操作
Linux通過將一個虛擬內(nèi)存區(qū)域與一個硬盤上的文件關聯(lián)起來，以初始化這個虛擬內(nèi)存區(qū)域的內(nèi)容，這個過程稱為內(nèi)存映射（memory mapping）。這種將虛擬內(nèi)存系統(tǒng)集成到文件系統(tǒng)的方法可以簡單而高效地把程序和數(shù)據(jù)加載到內(nèi)存中。
一個區(qū)域可以映射到一個普通硬盤文件的連續(xù)部分，例如一個可執(zhí)行目標文件。文件區(qū)（section）被分成頁大小的片，每一片包含一個虛擬頁的初始內(nèi)容。由于按需頁面調(diào)度的策略，這些虛擬頁面沒有實際交換進入物理內(nèi)存，直到CPU引用的虛擬地址在該區(qū)域的范圍內(nèi)。如果區(qū)域比文件區(qū)要大，那么就用零來填充這個區(qū)域的余下部分。
一個區(qū)域也可以映射到一個匿名文件，匿名文件是由內(nèi)核創(chuàng)建的，包含的全是二進制零。當CPU第一次引用這樣一個區(qū)域內(nèi)的虛擬頁面時，內(nèi)核就在物理內(nèi)存中找到一個合適的犧牲頁面，如果該頁面被修改過，就先將它寫回到硬盤，之后用二進制零覆蓋犧牲頁并更新頁表，將這個頁面標記為已緩存在內(nèi)存中的。
簡單的來說：普通文件映射就是將一個文件與一塊內(nèi)存建立起映射關系，對該文件進行IO操作可以繞過內(nèi)核直接在用戶態(tài)完成（用戶態(tài)在該虛擬地址區(qū)域讀寫就相當于讀寫這個文件）。匿名文件映射一般在用戶空間需要分配一段內(nèi)存來存放數(shù)據(jù)時，由內(nèi)核創(chuàng)建匿名文件并與內(nèi)存進行映射，之后用戶態(tài)就可以通過操作這段虛擬地址來操作內(nèi)存了。匿名文件映射最熟悉的應用場景就是動態(tài)內(nèi)存分配（malloc()函數(shù)）。
Linux很多地方都采用了“懶加載”機制，自然也包括內(nèi)存映射。不管是普通文件映射還是匿名映射，Linux只會先劃分虛擬內(nèi)存地址。只有當CPU第一次訪問該區(qū)域內(nèi)的虛擬地址時，才會真正的與物理內(nèi)存建立映射關系。
只要虛擬頁被初始化了，它就在一個由內(nèi)核維護的交換文件（swap file）之間換來換去。交換文件又稱為交換空間（swap space）或交換區(qū)域（swap area）。swap區(qū)域不止用于頁交換，在物理內(nèi)存不夠的情況下，還會將部分內(nèi)存數(shù)據(jù)交換到swap區(qū)域（使用硬盤來擴展內(nèi)存）。
11、匿名映射(malloc分配內(nèi)存的原理)
在內(nèi)核里,用戶空間的進程要訪問內(nèi)存或磁盤里的數(shù)據(jù)要通過映射的方式將內(nèi)存的物理地址和用戶空間的虛擬地址聯(lián)系起來.用戶通過訪問這樣的虛擬地址就可以訪問到實際的物理地址,也就是實際的物理內(nèi)存.映射在實現(xiàn)虛擬地址到物理地址中扮演重要角色. 內(nèi)核中映射分為文件映射和匿名映射.
文件映射就是磁盤中的數(shù)據(jù)通過文件系統(tǒng)映射到內(nèi)存再通過文件映射映射到虛擬空間.這樣,用戶就可以在用戶空間通過open ,read, write 等函數(shù)區(qū)操作文件內(nèi)容.
匿名映射就是用戶空間需要分配一定的物理內(nèi)存來存儲數(shù)據(jù),這部分內(nèi)存不屬于任何文件,內(nèi)核就使用匿名映射將內(nèi)存中的某段物理地址與用戶空間(用戶進程的虛擬空間)一一映射,這樣用戶就可用直接操作虛擬地址來范圍這段物理內(nèi)存.至于實際的代碼,文件映射的操作就是: open,read,write,close,mmap... 操作的虛擬地址都屬于文件映射.malloc 分配的虛擬地址屬于匿名映射
Linux很多地方都采用了“懶加載”機制，自然也包括內(nèi)存映射。不管是普通文件映射還是匿名映射，Linux只會先劃分虛擬內(nèi)存地址。只有當CPU第一次訪問該區(qū)域內(nèi)的虛擬地址時，才會真正的與物理內(nèi)存建立映射關系。
只要虛擬頁被初始化了，它就在一個由內(nèi)核維護的交換文件（swap file）之間換來換去。交換文件又稱為交換空間（swap space）或交換區(qū)域（swap area）。swap區(qū)域不止用于頁交換，在物理內(nèi)存不夠的情況下，還會將部分內(nèi)存數(shù)據(jù)交換到swap區(qū)域（使用硬盤來擴展內(nèi)存）。
CPU 第一次訪問匿名映射的空間,所謂的訪問就是讀或者寫這部分區(qū)域.根據(jù) glibc 也就是用戶空間對 malloc 分配的內(nèi)存,如果不進行實際的訪問,內(nèi)核只分配虛擬地址,而不將虛擬地址通過匿名映射 與物理地址一一對應.只有 CPU 實際訪問了這些區(qū)域,才真正發(fā)生匿名映射,也才發(fā)生缺頁處理. CPU 第一次引用匿名區(qū)域時,由于匿名虛擬區(qū)還沒有和實際的物理區(qū)域映射,內(nèi)核就會發(fā)生一個缺頁錯誤.于是內(nèi)核就會 通過一些策略,從 swap 區(qū)獲得一塊物理內(nèi)存頁與之映射.這樣虛擬地址就和物理地址掛鉤,也就會生成相應的頁表, 頁表相關信息會被存儲到 TLB 或 CACHE 中以假設虛擬地址到物理地址的轉(zhuǎn)換.
內(nèi)核為了管理內(nèi)存,會將物理內(nèi)存分成 4K 大小的數(shù)據(jù)塊進行管理,如果這塊物理頁已經(jīng)分配出去了,這樣的統(tǒng)計計數(shù)就會加 1, 其狀態(tài)就會變成使用中,其也會被加入到正在使用物理頁鏈表中.由于該頁已經(jīng)通過匿名映射分配出去了.
12、swap區(qū)域
swap 區(qū)叫做交換分區(qū),是 Linux 采取的一種內(nèi)存策略,通過把磁盤的內(nèi)存當做物理內(nèi)存來用.這樣做的目的就是增大了物理內(nèi)存的大小,其明顯的缺點就是速度沒有物理內(nèi)存快.
swap 區(qū)域一般分作兩部分,一部分位于物理內(nèi)存,叫做 swapcache 區(qū)域,另外一部分位于磁盤上.
這里涉及的到換頁,簡單來說就是把不經(jīng)常使用的匿名頁幀置換到磁盤上.注意,內(nèi)存存在兩種映射: 匿名映射和文件映射,文件映射還和虛擬文件系統(tǒng)有關,它有自己的文件緩存和緩沖,文件映射的物理頁幀是不會來自 swap區(qū)域 所以 swap 區(qū)域就是匿名映射的物理頁幀.這個區(qū)域由內(nèi)核創(chuàng)建并管理.
13、共享對象 詳細解釋
虛擬內(nèi)存系統(tǒng)為每個進程提供了私有的虛擬地址空間，這樣可以保證進程之間不會發(fā)生錯誤的讀寫。但多個進程之間也含有相同的部分，例如每個C程序都使用到了C標準庫，如果每個進程都在物理內(nèi)存中保持這些代碼的副本，那會造成很大的內(nèi)存資源浪費。
內(nèi)存映射提供了共享對象的機制，來避免內(nèi)存資源的浪費。一個對象被映射到虛擬內(nèi)存的一個區(qū)域，要么是作為共享對象，要么是作為私有對象的。
如果一個進程將一個共享對象映射到它的虛擬地址空間的一個區(qū)域內(nèi)，那么這個進程對這個區(qū)域的任何寫操作，對于那些也把這個共享對象映射到它們虛擬內(nèi)存的其他進程而言，也是可見的。相對的，對一個映射到私有對象的區(qū)域的任何寫操作，對于其他進程來說是不可見的。一個映射到共享對象的虛擬內(nèi)存區(qū)域叫做共享區(qū)域，類似地，也有私有區(qū)域。
為了節(jié)約內(nèi)存，私有對象開始的生命周期與共享對象基本上是一致的（在物理內(nèi)存中只保存私有對象的一份副本），并使用寫時復制的技術來應對多個進程的寫沖突。
只要沒有進程試圖寫它自己的私有區(qū)域，那么多個進程就可以繼續(xù)共享物理內(nèi)存中私有對象的一個單獨副本。然而，只要有一個進程試圖對私有區(qū)域的某一頁面進行寫操作，就會觸發(fā)一個保護異常。在上圖中，進程B試圖對私有區(qū)域的一個頁面進行寫操作，該操作觸發(fā)了保護異常。異常處理程序會在物理內(nèi)存中創(chuàng)建這個頁面的一個新副本，并更新PTE指向這個新的副本，然后恢復這個頁的可寫權限。
還有一個典型的例子就是fork()函數(shù)，該函數(shù)用于創(chuàng)建子進程。當fork()函數(shù)被當前進程調(diào)用時，內(nèi)核會為新進程創(chuàng)建各種必要的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，并分配給它一個唯一的PID。為了給新進程創(chuàng)建虛擬內(nèi)存，它復制了當前進程的mm_struct、vm_area_struct和頁表的原樣副本。并將兩個進程的每個頁面都標為只讀，兩個進程中的每個區(qū)域都標記為私有區(qū)域（寫時復制）。
這樣，父進程和子進程的虛擬內(nèi)存空間完全一致，只有當這兩個進程中的任一個進行寫操作時，再使用寫時復制來保證每個進程的虛擬地址空間私有的抽象概念。
13、動態(tài)內(nèi)存分配
雖然可以使用內(nèi)存映射（mmap()函數(shù)）來創(chuàng)建和刪除虛擬內(nèi)存區(qū)域來滿足運行時動態(tài)內(nèi)存分配的問題。然而，為了更好的移植性與便利性，還需要一個更高層面的抽象，也就是動態(tài)內(nèi)存分配器（dynamic memory allocator）。
動態(tài)內(nèi)存分配器維護著一個進程的虛擬內(nèi)存區(qū)域，也就是我們所熟悉的“堆（heap）”，內(nèi)核中還維護著一個指向堆頂?shù)闹羔榖rk（break）。動態(tài)內(nèi)存分配器將堆視為一個連續(xù)的虛擬內(nèi)存塊（chunk）的集合，每個塊有兩種狀態(tài)，已分配和空閑。已分配的塊顯式地保留為供應用程序使用，空閑塊則可以用來進行分配，它的空閑狀態(tài)直到它顯式地被應用程序分配為止。已分配的塊要么被應用程序顯式釋放，要么被垃圾回收器所釋放。
本文只講解動態(tài)內(nèi)存分配的一些概念，關于動態(tài)內(nèi)存分配器的實現(xiàn)已經(jīng)超出了本文的討論范圍。如果有對它感興趣的同學，可以去參考dlmalloc的源碼，它是由Doug Lea（就是寫Java并發(fā)包的那位）實現(xiàn)的一個設計巧妙的內(nèi)存分配器，而且源碼中的注釋十分多。
