Operating system 在写时复制期间，父进程是否会丢失写功能？

假设我们有一个特定的父进程，在内存中存储了任意数量的数据，我们使用

fork

生成一个子进程。我理解，为了让操作系统执行写时复制，内存中包含我们正在修改的数据的特定页面将设置其只读位，当孩子试图修改数据，将整个页面复制到内存中的另一个区域，以便孩子获得自己的副本时，操作系统将使用异常。我不明白的是，如果内存中的特定部分被标记为只读，那么数据最初所属的父进程也将无法修改数据。那么整个计划如何运作呢？父进程是否失去了对其数据的所有权，即使父进程自己试图修改数据，也必须执行写时复制？

正确，如果任一进程写入COW页面，则会触发页面错误

在页面错误处理程序中，如果页面应该是可写的，它将分配一个新的物理页面并执行

memcpy（newpage，shared_page，pagesize）

，然后更新出现故障的进程的页面表，以将新页面映射到该虚拟地址。然后返回用户空间以重新运行存储指令

这对于像

fork

这样的东西来说是一个胜利，因为一个进程通常在触摸一页（堆栈内存）后立即进行

execve

系统调用

execve

销毁该进程的所有内存映射，有效地将其替换为新进程。父进程再次拥有每个页面的唯一副本。（除了写时已经复制的页，例如，使用

mmap

分配的内存通常映射到一个零物理页，因此读取可以在L1d缓存中命中）

聪明的优化方法是，

fork

实际复制包含堆栈顶部的页面，但仍然对所有其他页面执行lazy COW，前提是子进程通常会立即执行

execve

，从而删除对所有其他页面的引用。不过，临时将所有页面翻转为只读并返回，仍然需要父级中的TLB失效

一些UNIX实现在两者之间共享程序文本 这是无法修改的。或者，孩子可以分享所有的信息 父级的内存，但在这种情况下，内存是共享的

写时复制

，这意味着无论何时两者中的任何一方想要修改内存的一部分，该内存块都会被显式删除 首先复制以确保修改发生在专用内存中 区域

摘自：

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如果父母在修改了一些数据后决定生育第二个孩子，那该怎么办？如果父级失去对其数据的所有权，那么现在将有两个只读内存段。一个在产生第一个子代之后，另一个在产生第二个子代之后。如果父系统决定再次修改其数据，那么操作系统现在必须为父系统分配第三个可写段，以便在写入时进行复制。这听起来不对，因为这似乎是对资源的严重浪费。@user3769877:只要在子进程中运行

execve

，所有内存映射都会被清除，因此所有父进程页上的引用计数都会降回1。（除非它们已经共享）。COW实际复制的任何页面的子副本都会在

execve

上释放，无论是父级还是子级导致了复制。但是如果从未调用exec会怎么样呢。也就是说，我们只需调用fork一次，在父级中更改一些数据，然后第二次调用fork，在父级中更改数据，第三次调用fork。。。等等等等。在这种情况下，写时复制将如何工作？@user3769877:那么所有页面都将被共享，除了少数已更改的页面。每一个改变页面的进程都会有它自己的页面副本，就像什么都没有被共享一样。与在fork上复制所有内容相比，您节省了大量内存，例如，如果

bash

为

foo之类的命令创建子shell；（echo 1234>file）&bar

，运行

echo>file

的子shell不会修改它的大部分页面，因此需要一些额外的页面错误来避免大量复制工作。（在设计Unix时尤其如此，当时mem复制速度比pagefault慢）