5.4和环境变量相关的命令

5.5环境变量的组织方式

5.6通过代码如何获取环境变量

#include <stdio.h>
int main(int argc, char *argv[], char *env[])
{int i = 0;for(; env[i]; i++){printf("%s\n", env[i]);}return 0;
}

通过第三方变量environ，libc中定义的全局变量environ指向环境变量表,environ没有包含在任何头文件中,所以在使用时 要用extern声明。

#include <stdio.h>
int main(int argc, char *argv[])
{extern char **environ;int i = 0;for(; environ[i]; i++){printf("%s\n", environ[i]);}return 0;
}

六. 进程地址空间

6.1程序地址空间分布情况

//myproc.c#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>int g_val_1;
int g_val_2 = 100;int main()
{printf("code addr: %p/n", main);const char *str = "hello bit";printf("read only string addr: %p\n", str);printf("init global value addr: %p\n", &g_val_2);printf("uninit global value addr: %p\n", &g_val_1);char *mem = (char*)malloc(100);printf("heap addr: %p\n", mem);printf("stack addr: %p\n", &str);return 0;
}

注：static修饰的局部变量，编译的时候已经被编译到全局数据区。

6.2地址空间

一个小实验

#include<stdio.h>
#include<stdlib.h>
#include<unistd.h>int g_val = 100;int main()
{pid_t id = fork();if (id == 0){int cnt = 5;//子进程while (1){printf("I am child, pid : %d, ppid : %d, g_val: %d, &g_val: %p\n", getpid(), getppid(), g_val, &g_val);sleep(1);if (cnt) cnt--;else{g_val = 200;printf("子进程change g_val : 100->200\n");cnt--;}}}else{//父进程while (1){printf("I am parent, pid : %d, ppid : %d, g_val: %d, &g_val: %p\n", getpid(), getppid(), g_val, &g_val);sleep(1);}}
}

问1：怎么可能同一个变量，同一个地址，同时读取，读到了不同的内容结论？
答：
①如果变量的地址是物理地址，不可能存在上面的现象，绝对不是物理地址，是线性地址/虚拟地址。
②子进程的进程地址空间继承自父进程，但是当实际访问读取时，需要根据相同的虚拟地址（映射）查找不同的物理地址。
③修改子进程变量时，先经过写时拷贝（是由操作系统自动完成的）并重新开辟空间，但是在这个过程中，不会影响虚拟地址。

拓展：在32位计算机中，有32位的地址和数据总线
每一根地址总线只有0、1（32根，2^32种）
（三类线：地址总线，数据总线控制，总线
CPU和内存中连的线叫系统总线
内存和外设中连的线叫IO总线）

问2：什么叫做地址空间？如何理解？
答：
①进程在极端情况下所能访问的物理内存的最大值。地址，总线，排列组合形成地址范围［0，2^32］。
②通过定义一个区域的起始和结束来实现地址空间上的区域划分。
③所谓的进程地址空间，本质上是一个描述进程可视范围的大小
地址空间内一定要存在各种区域划分，对线性地址进行start和end即可
在范围内，连续空间中，每一个最小单位都可以有地址，这个地址可以被对象直接使用。

问3：地址空间本质是内核的一个数据结构对象，类似PCB一样，地址空间也是要被操作系统管理的：先描述，再组织 。这样做的目的是什么？
答：
①让进程以统一的视角看待内存，进程就不需要再维护自己冗余的代码
②增加进程虚拟地址空间可以让我们访问内存的时候，增加一个转换的过程，在这个转化的过程中，可以对寻址记请求进行审查，所以一旦异常访问，直接拦截，该请求不会到达内存，保护物理内存。

6.3页表

①每个当前正在执行的进程的页表，在CPU内有一个cr3寄存器，保存当前页表的起始地址（这是物理地址）。该进程在运行期间cr3寄存器中页表的地址/当前进程正在运行的临时数据，本质上属于进程的硬件上下文。

②代码区和字符常量区所匹配的页表所对应的虚拟物理地址映射标志位决定是否只读。（代码是只读的，字符常量区只读的）

③操作系统对大文件可以实现分批加载，惰性加载的方式。另外有一个标志位标识对你的代码和数据是否已经被加载到内存。

④如果发现当前代码和数据并未加载到内存里，此时，操作系统触发缺页中断。将未加载到内存中的代码和数据，重新加载到内存里，把这段内存的地址填写到对应的页表当中，再访问。

注：写时拷贝也是缺页中断：一旦创建子进程，可读的内容不变，可写的内容对应的虚拟内存以及操作系统会把父进程对应的可写区域内容全部改成只读，从而子进程继承下来也为只读。一旦父进程或子进程尝试对数据段进行写入时，会通过触发读权限问题进行写时拷贝。

问：进程在被创建的时候，是先创建内核数据结构呢，还是先加载对应的可执行程序呢？
答：先要创建内核数据结构，即处理好进程维护的PCB地址空间和页表对应关系，再慢慢加载可执行程序。

⑤挂起：进程对应的代码和数据全部释放掉，页表清空，并且页表标志位，对应虚拟地址所表征的是否在内存的标志位置为0代表不在内存里。

6.4 Linux的内存管理模块：进程管理和内存管理，实现软件层面上的解耦合

①因为有地址，空间和页表的存在将进程管理模块和内存管理模块进行解耦合

②进程=内核数据结构（task_struct＆＆mm_struct＆＆页表）+程序的代码和数据

③总结：进程具有独立性，为什么？怎么做到的？
a.每个进程具有单独的PCB和进程地址空间页表，所以在那个数据结构上，每个进程都是互相独立的。
b.只要将页表，映射到物理内存的不同区域，每个区域的代码和数据就会互相解耦。
c.把PCB换了，进程地址空间自然而然就换了。页表的起始地址属于进程的下文，进程只要切换，页表也就切换。

补充：缺页中断的好处：缺页中断本质上是重新分配内存，改变加载程序的先后顺序和单次加载量。提高首次加载速度，局部上加载速度变快。很好的将内存分批释放，减少内存申请空窗期，加快内存申请释放，从而变相是我们内存的使用率越来越高。