Linux内存管理之进程创建的写时拷贝技术

Unix的进程创建很特别。许多其他的操作系统都提供了产生进程的机制，首先在新的地址空间创建进程，读入可执行的文件，最后开始执行。Unix采用了与众不同的实现方式，它把上述步骤分解到两个单独的函数中去执行：fork()和exec()。（这里的exec是指exec一族的函数，内核实现了execve函数，在此基础上还实现了execlp、execle、execv和execvp等）。首先fork通过拷贝当前进程创建一个子进程。子进程与父进程的区别仅仅在于PID（每个进程是唯一的）、PPID（父进程的进程号，子进程将其设置为被拷贝进程的PID）和某些资源和统计量（例如，挂起的信号，它没有必要被继承）。exec函数负责读取可执行文件并将其载入地址空间开始运行。

上面我们先简单的述说了linux内核产生进程的机制，在述说写时拷贝技术之前，下面我们先详细说明下fork和exec都做了哪些事情：

或许许多朋友可能对fork和exec的调用比较模糊的，学过c语言的都知道，Linux下某个进程的地址空间分为：代码段、数据段、堆空间和栈空间。代码段是用来存放运行的代码的，数据段是用来存放全局变量的和static变量，堆空间是进程调用malloc分配地址空间的，栈是用来存放程序的临时变量的。

fork（）函数：

linux通过clone系统调用实现fork。这个调用通过一系列的参数标志来指明父、子进程需要共享的资源。fork和vfork和__clone库函数都是根据各自需要的参数标志去调用clone，然后clone去调用do_fork：

do_fork完成了创建中的大部分工作，它定义在kernel/fork.c文件中。该函数调用copy_process函数，然后让进程开始运行。copy_process函数完成的工作如下：

（1）调用dup_task_struct为新进程创建一个内核栈、thread_info结构和task_struct，这些值与当前进程的值相同。此时，子进程和父进程的描述符完全相同。

（2）检查并确保新创建这个子进程后，当前用户所拥有的进程数目没有超出给它分配的资源的限制

（3）子进程着手使自己与父进程区别开来。进程描述符内的许多成员都要被清0或设为初始值。那些不是继承而来的进程描述符成员，主要是统计信息。task_struct中的大多数数据都依然未被修改

（4）子进程的状态设置为TASK_UNINTERRUPTIBLE，以保证它不会投入运行

（5）copy_process调用copy_flag以更新task_struct的flags成员。表明进程是否拥有超级用户权限的PF_SUPERPRIV标志被清0.表用进程还没有调用exec函数PF_FORKNOEXEC标志被设置

（6）调用alloc_pid为新进程分配一个有效的PID

（7）根据传递给clone的参数标志，copy_process拷贝或共享打开的文件、文件系统信息、信号处理函数、进程地址空间和命名空间等。在一般情况下，这些资源会被给定进程的所有进程共享；否则，这些资源对每个进程是不同的，因此被拷贝到这里。

（8）最后，copy_process做扫尾工作并返回一个指向子进程的指针。

再回到do_fork函数，如果copy_process函数成功返回，新创建的子进程被唤醒并让其投入运行。内核有意选择子进程首先执行。因为一般子进程都会马上调用exec函数，这样可以避免写时拷贝的额外开销，如果父进程首先执行的话，有可能会开始向地址空间写入（这个相关内容后续会进一步说明）

exec( )函数：

exec函数在当前进程的上下文中加载并运行一个新的程序，只有在出错的情况下exec 函数才会返回到调用程序中，所以与fork函数调用一次返回两次不同，exec调用一次并从不返回。

exec( )执行过程：

1）删除当前进程虚拟地址空间的用户部门已经存在的区域结构。

2）加载可执行文件，用可执行文件中的内容覆盖当前进程地址空间相应区域

3）设置程序计数器即eip中的值，使它指向新的代码区的入口点，调用启动代码，启动代码设置栈，控制传给新程序的主函数

其中加载可执行文件的执行过程如下：

1)启动加载器，加载器删除子进程现有的虚拟地址段

2)加载器根据可执行目标文件中的段头部表信息，创建一组新的代码段、数据段、堆段和栈段。新的堆、栈段初始化为零。代码段和数据段映射为可执行文件的代码段和数据段。

3）根据可执行文件 ELF 中的.interp段查找动态链接器ld.so的路径名，动态链接器实际上也是一个共享对象，加载器同样通过映射的方式将它加载到进程的地址空间。然后把控制权交给动态链接器的入口地址（与可执行文件一样，共享对象也有入口地址），当动态链接器得到控制权后，进行一系列初始化操作，然后根据可执行文件ELF中.dynamic段，这个段里保存了动态链接器所需要的相关信息，比如依赖于哪些共享对象（例如libc.so）、动态链接符号表位置、动态链接重定位表的位置、共享对象初始化代码的地址等信息，根据它们查找和加载可执行文件所依赖的共享对象，并映射到进程地址空间的共享区域中。

4）当所有动态链接工作完成以后，动态连接器会将控制权交给可执行文件的入口地址，即跳转到可执行文件的_start 启动代码并调用新程序中的main函数开始执行。

task_struct进程控制块，ELF文件格式与进程地址空间的联系：

task_struct进程控制块中的mm字段所指向的mm_struct结构描述了进程地址空间的信息，包括代码段、数据段、堆段、栈段所在地址空间里的起始和结束地址等信息。

ELF文件格式中的 ELF头部、段头部表、.init、.text、.rodata段对应进程地址空间中的代码段，在加载可执行文件时，会把它们映射到进程地址空间中的代码段区域。

ELF文件格式中的 .data、.bss段 对应 进程地址空间中的 数据段，在加载可执行文件时，会把它们映射到进程地址空间的数据段区域。

讲完exec的执行过程大家可能就更容易理解了，一个进程一旦调用exec类函数，它本身就“死亡”了，系统把代码段替换成新的程序的代码，废弃原有的数据段和堆栈段，并为新程序分配新的数据段和堆栈段，唯一留下的，就是进程号，也就是说，对系统而言，还是同一个进程，不过已经是另外一个程序了

COW技术：

在Linux程序中，fork（）会产生一个和父进程完全相同的子进程，但子进程在此后多会exec系统调用，出于效率考虑，linux中引入了“写时复制“技术，也就是只有进程空间的各段的内容要发生变化时，才会将父进程的内容复制一份给子进程。

那么子进程的物理空间没有代码，怎么去取指令执行exec系统调用呢？

在fork之后exec之前两个进程用的是相同的物理空间（内存区），子进程的代码段、数据段、堆栈都是指向父进程的物理空间，也就是说，两者的虚拟空间不同，但其对应的物理空间是同一个。当父子进程中有更改相应段的行为发生时，再为子进程相应的段分配物理空间，如果不是因为exec，内核会给子进程的数据段、堆栈段分配相应的物理空间（至此两者有各自的进程空间，互不影响），而代码段继续共享父进程的物理空间（两者的代码完全相同）。而如果是因为exec，由于两者执行的代码不同，子进程的代码段也会分配单独的物理空间（exec相关内容请参考上面）。

还有个细节问题就是，fork之后内核会通过将子进程放在队列的前面，以让子进程先执行，以免父进程执行导致写时复制，而后子进程执行exec系统调用，因无意义的复制而造成效率的下降。（因为如果让父进程先执行的话，那么会进行写时拷贝，也就是为子进程分配了相应的数据段、堆栈段的物理空间，如果再执行exec的话，又会为新的程序分配新的数据段、堆栈段等，这样fork函数的执行效率就会降低）    

为了节约物理内存，在调用fork生成新进程时，新进程与原进程会共享同一内存区。只有当其中一进程进行写操作时，系统才会为其另外分配内存页面。这就是写时拷贝（copy on write）的概念的引出。

当进程A使用系统调用fork创建一个子进程B时，由于子进程B实际上是父进程A的一个拷贝，因此会拥有与父进程相同的物理页面。也即为了达到节约内存和加快创建速度的目标，fork函数会让子进程B以只读的方式共享父进程A的物理页面。同时将父进程A对这些物理页面的访问权限也设置成只读。这样一来当父进程A或者子进程B任何一方对这些以共享的物理页面执行写操作时，都会产生页面出错异常中断，此时cpu会执行系统提供的异常处理函数do_wp_page来试图解决这个异常。

do_wp_page会对这块导致写入异常中断的物理页面进行取消共享操作（使用un_up_page），为写进程复制一新的物理页面，使父进程A和子进程B各自拥有一块内容相同的物理页面。这时才真正地执行了复制操作（只复制这一块物理页面）。并且将要执行写入操作的这块物理页面标记成可以写访问的。最后从异常处理函数中返回，cpu就会重新执行刚才导致异常的写入操作指令，使进程能够继续执行下去