fork()写时复制原理

fork（）系统调用创建一个子进程，是父进程的一个副本，父子进程仅有pid的区别。

子进程拥有与父进程相同的进程虚拟地址空间，但如果在fork()时复制父进程的整个地址空间，虽然实现了创建副本的目的，但这种做法不太聪明，因为直接复制父进程的所有内存页是非常耗费资源的，特别是当父进程占用了大量内存时。

为了解决这个问题，操作系统使用了一种叫做 Copy-On-Write（写时复制） 的技术。

思路：

1.当子进程对地址空间上的数据进行读操作时，没必要重新创建一个副本供子进程来读，直接读父进程的地址可以达到同样的效果

2.当子进程对地址空间上的某一页进行写（修改）操作时，由于逻辑上父子进程拥有独立的地址空间，此时修改的必须是子进程自己的地址空间，此时再分配给子进程一页地址空间，这一页空间才是真正意义上属于子进程自己的

实现

fork() 的实现细节

当父进程调用 fork() 时，操作系统会进行以下操作：

1. 创建子进程：内核会为子进程分配一个新的进程控制块（Process Control Block，PCB），其中包括子进程的进程 ID、进程状态等信息。
2. 复制页表：页表是一个数据结构，映射进程的虚拟地址空间到物理内存地址。fork() 时，内核不会复制父进程的所有内存，而是只复制父进程的页表，使子进程的页表指向相同的物理内存页。
3. 设置内存页为只读：为了实现 Copy-On-Write 机制，内核会将父进程和子进程的内存页标记为只读。这样，任何对这些页的写操作都会触发一个页面保护异常（page fault）。
4. 共享文件描述符：父进程和子进程共享打开的文件描述符，引用计数会增加。

写时复制（copy on write）的实现细节

1. 初始状态：

• 当父进程调用 fork() 时，子进程会共享父进程的所有内存页，这些内存页都会被标记为只读。

2. 触发写保护：

• 当父进程或子进程尝试写入某个内存页时，由于该页是只读的，会触发页面保护异常（page fault）。

3. 处理写保护异常：

• 操作系统捕获这个异常，并执行以下步骤：

1. 分配一个新的物理内存页。
2. 将原来只读内存页的内容复制到新的物理页中。
3. 更新当前进程的页表，使该虚拟地址指向新的物理页。
4. 将新的物理页设置为可写。

这样，只有试图写入的内存页会被复制，其他未被修改的内存页依然是共享的和只读的。

示例

假设有一个进程 P，其内存布局如下：

1. 调用fork()：

• 创建子进程 C，复制页表并共享内存页。

1. 标记为只读：

• 内核将这些内存页标记为只读。

2. 子进程修改内存页：

• 假设子进程 C 修改 0x1000 地址的内容，触发页面保护异常。

3. 处理页面保护异常：

• 分配一个新的物理页 0xC000。
• 将 0xA000 页的内容复制到 0xC000。
• 更新子进程 C 的页表，使 0x1000 虚拟地址指向 0xC000。
• 将 0xC000 设置为可写。

优点

1. 节省内存：未修改的内存页依然共享，只有被修改的页才会被复制，节省了大量内存。
2. 提高效率：避免在 fork() 调用时立即复制整个地址空间，提高了系统调用的性能。

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