这是一个困扰了我很久的问题，但是之前都没有想过好好了解，最近在看《深入理解计算机系统》，想将整个流程归纳总结一下，文章结构包括：可执行目标文件的结构——>操作系统如何加载可执行文件——>CPU如何执行可执行文件。
可执行目标文件结构（第七章节）
编译器通过预处理、编译、汇编、链接生成了最后的可执行目标文件，文件结构如下：
ELF头描述了代码段.text、.init、.rodata，数据段.data和.bss的位置，在最初加载可执行文件时，会被率先读取到内核态的临时缓冲区，用于构建虚拟映射VMA，说明整个程序的虚拟内存里，哪里是代码段，哪里是数据段。
.init是在main()函数执行之前需要运行的代码，想知道请自行了解。在经过链接之后，代码段里的符号引用已经被重定位成了在代码段和数据段的地址，翻译成汇编语言，就是我们所看到的：
.section .rodata
.LC0:
.string "Hello, World!"
.text
.globl main
main:
push rbp
mov rbp, rsp
sub rsp, 16
lea rdi, [rip + .LC0] # rdi = "Hello, World!"
call std::operator<<
mov rax, 0
leave
ret
CPU会不断地重复，取指令，解析指令，运行指令的过程，在第三部分详细介绍，接下来让我们了解，一个可执行目标文件是如何被加载到内存，构建成一个进程的。
操作系统加载可执行文件（第八、九章节）
VMA
《深入理解计算机系统》的P581做了详细介绍，VMA是Linux内核中用来表示某一段虚拟地址范围的结构体，在struct vm_area_struct中定义。它不直接包含数据，不是“装数据的容器”，而是一个描述，告诉操作系统：
// 通过 vm_flags 和 vm_file 推断某一段虚拟地址空间是干什么的（代码、堆、栈、文件映射等）
struct vm_area_struct {
unsigned long vm_start; // 起始虚拟地址
unsigned long vm_end; // 结束虚拟地址
struct file *vm_file; // 映射的文件
unsigned long vm_flags; // 权限标志（如可读、可写、可执行）
struct mm_struct *vm_mm; // 指向该进程的虚拟内存空间
struct vm_operations_struct *vm_ops; // 缺页处理函数，说明页面缺页时该怎么办
...
};
使用malloc()和mmap()的本质就是通过内核机制在当前进程中创建新的VMA，从而在虚拟地址空间中分配出一段内存。
⭐当CPU访问虚拟地址时，发生了什么？
CPU的动作：取PC = 0x400123，解码mov指令，指令操作数中包含0x601050，CPU 使用页表（+TLB）查找这个地址的物理地址，如果找不到页表项 ➜ 触发Page Fault。
Page Fault 发生后：内核根据fault地址去进程的VMA红黑树中查找这个地址0x601050落在哪个VMA里？找到了VMA，调用该VMA绑定的vm_ops->fault()处理函数，创建页表项和映射物理页，恢复用户态程序继续执行。
⭐某一段的VMA一定存在吗？（原来这就是 Segmentation Fault）
并不是所有虚拟地址空间区域一开始就有对应的VMA，如果程序访问了没有对应VMA的虚拟地址，操作系统会报段错误（Segmentation Fault），终止程序。所以程序的.text、.data和.bss在程序加载时就一定会被操作系统构建对应的 VMA，否则程序根本无法正常执行。
VMA怎么管理？
内核为每一个进程维护自己的任务结构，其中一个条目指向mm_struct，mm_struct有两个字段pgd和mmap，其中pgd指向第一级页表的基址，mmap指向一个维护VMA的链表。
shell启动新的用户进程
./hello_world.out argv1 argv2
shell进程会调用parseline函数，以空格分隔解析参数保存在cmdline，第一个参数可能是一个内置的shell命令或者可执行目标文件。解析完命令后，builtin_command函数会检查第一个命令行参数是不是内置的shell命令，如果是，立即执行后返回1，否则返回0。在builtin_command返回0后，shell会创建一个子进程，并且在子进程中执行execve(argv[0], argv, environ)。shell进程使用fork的时候，会创建新进程的PCB，分配新的PID，创建当前进程的mm_struct，但是子进程的mm_struct会深拷贝父进程的虚拟内存描述，其中pgd指向的页表会被设置为只读，采用COW写时复制策略。
execve系统调用陷入内核态
execve是一个系统调用，作用是用一个新的程序替换当前进程的地址空间。execve执行时会触发syscall，使程序从用户态陷入内核态，过程为：
切换特权级，从用户态（Ring 3）到内核态（Ring 0）。
将当前栈指针从用户态的用户栈切换到这个内核栈顶。
CPU保存进程上下文：将PC、寄存器的值以中断帧的形式压栈，并将进程状态、上次执行位置等信息保存在当前进程的PCB中，等系统调用处理完之后再返回到该地址的下一条地址继续执行。
跳转到syscall表中execve对应的内核函数处理。
内核态更改当前进程上下文
在内核态里，execve执行的动作包括：
清理当前进程的VMA链表，也就是mm_struct里的mmap链表中的所有项。
映射私有区域：分析新的ELF头，构建代码段和数据段等的VMA，注意，这时候除了.text的程序入口等必要的程序加载代码之外，其余的段的VMA还没有构建页表项。
映射共享区域：共享库的内存映射区域在堆和栈之间，建立这一块区域的VMA，这里的页表也是懒加载，缺页时使用缺页异常处理函数构建。
设置新入口点：将PC设置为新程序的入口地址（来自 ELF Header），更新栈指针到新的用户栈。
CPU如何执行可执行目标文件（第四章节）
PC指针被设置为了新程序的入口地址，取指单元使用MMU将虚拟地址翻译为物理地址，并从物理地址（DRAM或者SRAM）中取指令，指令传给译码器，译码器解析指令来控制PC和ALU等。同时PC是自增的，除了一些会引起PC指针赋值的指令之外，PC会自动增加4字节/8字节大小，到下一个指令的地址。MMU会根据虚拟地址获取页表项，再获取物理地址，若页表项不存在，则出发缺页异常。
缺页异常处理函数会判断访问是否合法，如果合法，就分配或加载物理页，并建立页表项；否则，终止进程（如抛出段错误 SIGSEGV）。若合法，会判断页面类型（匿名页、共享页、COW页、文件映射等），文件映射页是mmap映射的文件、加载的 ELF段，分配新的物理页（或从文件中加载页到页缓存），更新页表项，将虚拟地址映射到物理页并设置访问权限，必要时刷新TLB。所有的做完后，会返回到报错的那条指令地址，这次就不会报错了。
Out of memory
32位的计算机，虚拟地址只有4GB，如果运行大模型等较大的程序，mmap就无法分配那么大的虚拟内存地址，所以就会触发Out of memory，但是64位的机器不太会发生无法分配的情况，因为能分配的虚拟内存完全可以容纳整个进程，但是由于虚拟内存远远大于物理内存，所以会不断的触发缺页异常，不断的从机械硬盘上换页，这就是程序卡顿的原因。
malloc（待补充）
参考资料
深入理解计算机系统