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32位计算机有32位的地址和数据总线，2^32 种信号组合、寻址空间；每个地址对应 1 个字节byte 的内存空间（计算机存储的基本单位），理论上最大内存容量为 4294967296 byte = 4 GB
进程运行时，内核会为该进程提供一个 虚拟内存视图 —— 进程地址空间
进程地址空间中的地址 称为 线性地址 or 虚拟地址；进程地址空间 让每个进程认为 自己独占了 整个连续的 内存空间；实际上 进程地址空间中的 虚拟地址 是 通过 页表 映射到 不连续的 物理内存中。
mm_struct
进程地址空间，本质是内核的一个 数据结构对象，类似于 PCB，进程地址空间也是 需要被操作系统内核进行管理的；在 linux 系统中，描述 进程地址空间 的数据结构为 mm_struct，也是将结构体指针声明在进程的 PCB —— task_struct 中，进行管理。
进程地址空间 / 程序地址空间 / 虚拟地址空间 存在的意义：
1、让所有进程以统一的视角看待内存，让无序的 物理内存 变为 有序的 虚拟内存
2、在进程需要访问 物理内存时，增加一个中间过程：可以对 寻址请求 进行审查，一旦存在异常访问 可以直接拦截；使该请求不会到达物理内存，对 物理内存 进行保护；
3、进程地址空间 和 页表 的存在，将 进程管理模块 与 内存管理模块 解耦！
页表
进程处于运行态 正在被 CPU 调度时，进程的 PCB--task_struct 被创建，进程地址空间被创建并进行维护；另外，内核会为该进程维护一张 页表 结构，页表是进程地址空间的虚拟地址 到 物理内存地址的 映射；
进程的 页表 属于进程的 硬件上下文数据（当该进程被从 CPU 剥离时，会带走上下文数据）；该进程运行时，CPU 中的 cr3 寄存器会保存当前进程的 页表 起始地址（需要高频读写的数据放在寄存器），且指向该页表的地址属于 物理地址 ，CPU 通过该物理地址找到对应进程的 页表。
页表的标志位
页表的每个地址还有标志位：标志该地址 可读 还是 可写，因为 物理内存 中没有可读可写的概念，想写就能写，所以通过在 页表中为相应地址添加标志位，来表明空间的可读可写属性；所以为什么 进程地址空间 中的代码区、字符常量区 等内存区域就算是只读的，那么它地址处的数据是如何被写入的？ —— 因为内核 在对应物理地址写入数据后，修改 页表中 该地址处的属性 为 可读，那么对上层来说，这块空间就是只读的！
缺页中断
操作系统对数据加载到内存中的方式一般是：惰性加载
在页表中，还有另外一个标志位：标志着该进程 对应的该地址处的 代码或者数据 是否已经被加载到了内存中：
如果没有加载到 内存，就没有开辟空间，也就没有对应的物理地址；
如果这个进程的页表中的 所有代码和数据 都没有被加载到内存中，那就说明：该进程被 挂起了（进程挂起 参考 之前的 blog）
如果此时要访问 / 修改 没有被加载到内存中的代码或数据，那么会触发 缺页中断，发生写时拷贝，操作系统 为该进程被访问的数据 在 物理内存中 重新开辟空间，并修改被访问数据的 虚拟地址与物理地址 的映射关系，虚拟地址是不变的。
进程的独立性
每个进程都有 自己的 PCB 与 硬件上下文数据，可能父子进程 代码或数据 的 虚拟地址 相同，但物理内存 中一定是不同的；进程地址空间通过 将 无序的物理内存使用 映射到 有序的 虚拟内存，实现了 以 统一的视角 看待进程。