一般来说（不是专门针对 Linux）...
当可执行文件启动时，操作系统（内核）创建虚拟地址空间和（最初为空）进程，并检查可执行文件的标头。可执行文件的标头描述了“部分”（例如.text, .rodata, .data, .bss等）其中每个节都有不同的属性 - 节的内容是否应该放入虚拟地址空间（例如是符号表或运行时不使用的东西），如果内容是部分是否包含文件（例如.bss），以及该区域是否可执行、只读或读/写。
通常，可执行文件（的已使用部分）由虚拟文件系统缓存；并且已经存在于 VFS 缓存中的文件片段可以被映射（作为“写时复制”）到新进程的虚拟地址空间。对于尚未在 VFS 缓存中的部分，可以将文件的这些部分映射为“需要获取”到新进程的虚拟地址空间。
然后进程启动（给定 CPU 时间）。
如果进程从尚未加载的页面读取数据；操作系统（内核）暂停进程，从磁盘上的文件中提取页面到 VFS 缓存中，然后将该页面作为“写时复制”映射到进程中；然后允许进程继续（允许进程重试从未加载的页面读取，这将在页面加载后起作用）。
如果进程写入的页面仍然是“写时复制”；操作系统（内核）暂停进程，分配一个新页面并将原始页面的数据复制到其中，然后用进程自己的副本替换原始页面；然后允许进程继续（允许进程重试写入，现在该进程拥有自己的副本，该写入将起作用）。
如果进程从尚未加载的页面写入数据；操作系统（内核）结合了前面的两件事（从磁盘获取原始页面到VFS缓存，创建一个副本，将进程的副本映射到进程的虚拟地址空间）。
如果操作系统开始耗尽可用 RAM；然后：
位于 VFS 缓存中但未与任何进程作为“写入时复制”共享的文件数据页可以在 VFS 中释放，无需执行任何其他操作。下次使用该文件时，这些页面将从磁盘上的文件中提取到 VFS 缓存中。
VFS 缓存中的文件数据页以及与任何进程共享为“写入时复制”的文件数据页可以在 VFS 中释放，并且任何/所有进程中的副本标记为“尚未获取”。下次使用该文件时（包括进程访问“尚未获取”页面时），这些页面将从磁盘上的文件获取到 VFS 缓存，然后在进程中映射为“写时复制” ）。
已修改的数据页（或者因为它们最初是“写时复制”但被复制，或者因为它们根本不是可执行文件的一部分 - 例如.bss节、可执行文件的堆空间等）可以保存到交换空间，然后释放。当进程再次访问页面时，将从交换空间中获取它们。
注意：如果可执行文件存储在不可靠的介质上（例如可能有划痕的 CD），“比平均水平更智能”的操作系统可能会首先将整个可执行文件加载到 VFS 缓存和/或交换空间中；因为当进程使用该文件时，除了使进程崩溃之外，没有明智的方法来处理“从内存映射文件读取错误”（例如SIGSEGV）并使其看起来像是可执行文件有错误，而实际上并没有，因为这提高了可靠性（因为您依赖于更可靠的交换，而不是依赖于不太可靠的有划痕的 CD）。还;如果操作系统防止文件损坏或恶意软件（例如，可执行文件中内置了 CRC 或数字签名），则操作系统可能（应该）将所有内容加载到内存（VFS 缓存）中，以在允许可执行文件被执行之前检查 CRC 或数字签名。执行，并且（对于安全系统，如果在可执行文件运行时修改了磁盘上的文件）释放 RAM 时可能会将未修改的页面存储在“更可信”的交换空间中（与修改页面时的情况相同）以避免从原始的“不太受信任”的文件中获取数据（部分原因是您不想每次从文件加载页面时都进行整个数字签名检查）。
我的问题是：假设程序在运行时将全局变量的值从 2018 年更改为 2019 年，并且似乎包含全局变量的虚拟页最终将分页到磁盘，这意味着 .data 部分具有全局变量现在变量为2019，所以我们更改了哪些不应该更改的可执行目标文件？
该页面包含2018将以“未获取”开始，然后（当访问时）加载到 VFS 缓存中并作为“写时复制”映射到进程。在任一时刻，操作系统都可以释放内存并从磁盘上的可执行文件中获取数据（未更改）（如果再次需要）。
当进程修改全局变量（将其更改为包含2019）操作系统为进程创建它的副本。此后，如果操作系统想要释放内存，则操作系统需要将页面的数据保存在交换空间中，并在再次访问时从交换空间加载页面的数据。可执行文件不会被修改，并且（对于该页面，对于该进程）不会再次使用可执行文件。
