【Linux】fork、mmap、页中断
fork原理：写保护中断与写时复制
父进程和子进程不仅可以访问共有的变量，还可以各自修改这个变量，并且这个修改对方都看不见。这其实是 fork 的一种写时复制机制，这一点我们在第 5 节课中模糊提到过，而里面起关键作用的就是写保护中断。下面我们来看看这到底是怎么一回事。
实际上，操作系统为每个进程提供了一个进程管理的结构，在偏理论的书籍里一般会称它为进程控制块（Process Control Block，PCB)。具体到 Linux 系统上，PCB 就是 task_struct 这个结构体。它里面记录了进程的页表基址，打开文件列表、信号、时间片、调度参数和线性空间已经分配的内存区域等等数据。
其中，描述线性空间已分配的内存区域的结构对于内存管理至关重要，我们先来看一下这个结构。在 Linux 源码中，负责这个功能的结构是 vm_area_struct，后面简称 vma。内核将每一段具有相同属性的内存区域当作一个单独的内存对象进行管理。vma 中比较重要的属性我列在下面：
struct vm_area_struct {
unsigned long vm_start; // 区间首地址
unsigned long vm_end; // 区间尾地址
pgprot_t vm_page_prot; // 访问控制权限
unsigned long vm_flags; // 标志位
struct file * vm_file; // 被映射的文件
unsigned long vm_pgoff; // 文件中的偏移量
...
}在操作系统内核里，fork 的第一个动作是把 PCB 复制一份，但类似于物理页等进程资源不会被复制。这样的话，父进程与子进程的代码段、数据段、堆和栈都是相同的，这是因为它们拥有相同的页表，自然也有相同的虚拟空间布局和对物理内存的映射。如果父进程在 fork 子进程之前创建了一个变量，打开了一个文件，那么父子进程都能看到这个变量和文件。
fork 的第二个动作是复制页表和 PCB 中的 vma 数组，并把所有当前正常状态的数据段、堆和栈空间的虚拟内存页，设置为不可写，然后把已经映射的物理页面的引用计数加 1。这一步只需要复制页表和修改 PTE 中的写权限位可以了，并不会真的为子进程的所有内存空间分配物理页面，修改映射，所以它的效率是非常高的。这时，父子进程的页表的情况如下图所示：
在上图中，物理页括号中的数字代表该页被多少个进程所引用。Linux 中用于管理物理页面，和维护物理页的引用计数的结构是 mem_map 和 page struct。
这两个动作执行完后，fork 调用就结束了。此时，由于有父进程和子进程两个 PCB，操作系统就会把两个进程都加入到调度队列中。当父进程得到执行，它的 IP 寄存器还是指向 fork 调用中，所以它会从这个调用中返回，只不过返回值是子进程的 PID。当子进程得到执行时，它的 IP 寄存器也是停在 fork 调用中，它从这个调用中返回，其返回值是 0。
接下来，就是写保护中断要发挥作用的地方了。不管是父进程还是子进程，它们接下来都有可能发生写操作，但我们知道在 fork 的第二步操作中，已经将所有原来可写的地方都变成不可写了，所以这时必然会发生写保护中断。
我们刚才说，Linux 系统的页中断的入口地址是 do_page_fault，在这个函数里，它会继续判断中断的类型。由于发生中断的虚拟地址在 vma 中是可写的，在 PTE 中却是只读的，可以断定这是一次写保护中断。这时候，内核就会转而调用 do_wp_page 来处理这次中断，wp 是 write protection 的缩写。
在 do_wp_page 中，系统会首先判断发生中断的虚拟地址所对应的物理地址的引用计数，如果大于 1，就说明现在存在多个进程共享这一块物理页面，那么它就需要为发生中断的进程再分配一个物理页面，把老的页面内容拷贝进这个新的物理页，最后把发生中断的虚拟地址映射到新的物理页。这就完成了一次写时复制 (Copy On Write， COW）。具体过程如下图所示：
在上图中，当子进程发生写保护中断后，系统就会为它分配新的物理页，然后复制页面，再修改页表映射。这时老的物理页的引用计数就变为 1，同时子进程中的 PTE 的权限也从只读变为读写。
当父进程再访问到这个地址时，也会触发一次写保护中断，这时系统发现物理页的引用计数为 1，那就只要把父进程 PTE 中的权限，简单地从只读变为读写就可以了。这个过程比较简单，我就不画图了，你可以自己思考一下。
当父进程再访问到这个地址时，也会触发一次写保护中断，这时系统发现物理页的引用计数为 1，那就只要把父进程 PTE 中的权限，简单地从只读变为读写就可以了。这个过程比较简单，我就不画图了，你可以自己思考一下。