写时复制就这么几行代码，麻烦你先看看行吗？
The following article is from 低并发编程 Author 闪客
来源丨低并发编程（ID：dibingfa）
这里讲的是 Linux 内核里的写时复制原理。
写时复制的原理网上讲述的文章很多，今天来一篇很直接的文章，通过看看 Linux 0.11 这个最简单的操作系统，从源码层面把写时复制的原理搞清楚。
很简单哦，你可别中途就放弃了。
直接干！
哦不行，干之前先来点储备知识，如果你已经有了这一 pa 可以略过，不过我估计你没有...
储备知识
坚持看完这部分，写时复制用到的这里的知识点只有其中一个位的值而已，但我把周边也给你讲讲。
32 位模式下，Intel 设计了页目录表和页表两种结构，用来给程序员们提供分页机制。
在 Intel Volume-3 Chapter 4.3 Figure 4-4 中给出了页表和页目录表的数据结构，PDE 就是页目录表，PTE 就是页表。
大部分的操作系统使用的都是 4KB 的页框大小，Linux 0.11 也是，所以我们只看 4KB 页大小时的情况即可。
一个由程序员给出的逻辑地址，要先经过分段机制的转化变成线性地址，再经过分页机制的转化变成物理地址。
Figure 4-2 给出了线性地址到物理地址，也就是分页机制的转化过程。
这里的 PDE 就是页目录表，PTE 就是页表，刚刚说过了。
在手册接下来的 Table 4-5 和 Table 4-6 中，详细解释了页目录表和页表数据结构各字段的含义。
Table 4-5 是页目录表。
Table 4-6 是页表。
他们几乎都是一样的含义，我们就只看页表就好了，看一些比较重要的位。
31:12 表示页的起始物理地址，加上线性地址的后 12 位偏移地址，就构成了最终要访问的内存的物理地址，这个就不说了。
第 0 位是 P，表示 Present，存在位。
第 1 位是 RW，表示读写权限，0 表示只读，那么此时往这个页表示的内存范围内写数据，则不允许。
第 2 位是 US，表示用户态还是内核态，0 表示内核态，那么此时用户态的程序往这个内存范围内写数据，则不允许。
在 Linux 0.11 的 head.s 里，初次为页表设置的值如下。
setup_paging:
...
movl $pg0+7,_pg_dir /* set present bit/user r/w */
movl $pg1+7,_pg_dir+4 /* --------- " " --------- */
movl $pg2+7,_pg_dir+8 /* --------- " " --------- */
movl $pg3+7,_pg_dir+12 /* --------- " " --------- */
movl $pg3+4092,%edi
movl $0xfff007,%eax /* 16Mb - 4096 + 7 (r/w user,p) */
std
1: stosl
...
后三位是 7，用二进制表示就是 111，即初始设置的 4 个页目录表和 1024 个页表，都是：
存在（1），可读写（1），用户态（1）
好了，储备知识就到这里。
如果你前面没读懂，你只需要知道，页表当中有一位是表示读\写的，而 Linux 0.11 初始化时，把它设置为了 1，表示可读写。
写时复制的本质
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。只有当其中一个进程进行写操作时，系统才会为其另外分配内存页面。
之前在我的操作系统系列，我给过一个 Linux 0.11 进程的内存规划图。
不过我们考虑写时复制并不用这么复杂，去掉些细节就是。
原来的进程通过自己的页表占用了一定范围的物理内存空间。
调用 fork 创建新进程时，原本页表和物理地址空间里的内容，都要进行复制，因为进程的内存空间是要隔离的嘛。
但 fork 函数认为，复制物理地址空间里的内容，比较费时，所以姑且先只复制页表，物理地址空间的内容先不复制。
如果只有读操作，那就完全没有影响，复不复制物理地址空间里的内容就无所谓了，这就很赚。但如果有写操作，那就不得不把物理地址空间里的值复制一份，保证进程间的内存隔离。
有写操作时，再复制物理内存，就叫写时复制。
看看代码咋写的
有上述的现象，必然是在 fork 时，对页表做了手脚，这回知道为啥储备知识里讲页表结构了吧？
同时，只要有写操作，就会触发写时复制这个逻辑，这是咋做到的呢？答案是通过中断，具体是缺页中断。
好的，首先来看 fork。
fork 细节很多，具体可以看 一个新进程的诞生（六）fork 中进程基本信息的复制 和 一个新进程的诞生（七）透过 fork 来看进程的内存规划，这里只看其中关键的复制页表的代码。
int copy_page_tables(...) {
...
// 源页表和新页表一样
this_page = *from_page_table;
...
// 源页表和新页表均置为只读
this_page &= ~2;
*from_page_table = this_page;
...
}
还记得知识储备当中的页表结构吧，就是把 R/W 位置 0 了。
用刚刚的 fork 图表示就是。
那么此时，再次对这块物理地址空间进行写操作时，就不允许了。
但不允许并不是真的不允许，Intel 会触发一个缺页中断，具体是 0x14 号中断，中断处理程序里边怎么处理，那就由 Linux 源码自由发挥了。
Linux 0.11 的缺页中断处理函数的开头是用汇编写的，看着太闹心了，这里我选 Linux 1.0 的代码给大家看，逻辑是一样的。
void do_page_fault(..., unsigned long error_code) {
...
if (error_code & 1)
do_wp_page(error_code, address, current, user_esp);
else
do_no_page(error_code, address, current, user_esp);
...
}
可以看出，根据中断异常码 error_code 的不同，有不同的逻辑。
那触发缺页中断的异常码都有哪些呢？
在 Intel Volume-3 Chapter 4.7 Figure 4-12 中给出。
可以看出，当 error_code 的第 0 位，也就是存在位为 0 时，会走 do_no_page 逻辑，其余情况，均走 do_wp_page 逻辑。
我们 fork 的时候只是将读写位变成了只读，存在位仍然是 1 没有动，所以会走 do_wp_page 逻辑。
void do_wp_page(unsigned long error_code,unsigned long address) {
// 后面这一大坨计算了 address 在页表项的指针
un_wp_page((unsigned long *)
(((address>>10) & 0xffc) + (0xfffff000 &
*((unsigned long *) ((address>>20) &0xffc)))));
}
void un_wp_page(unsigned long * table_entry) {
unsigned long old_page,new_page;
old_page = 0xfffff000 & *table_entry;
// 只被引用一次，说明没有被共享，那只改下读写属性就行了
if (mem_map[MAP_NR(old_page)]==1) {
*table_entry |= 2;
invalidate();
return;
}
// 被引用多次，就需要复制页表了
new_page=get_free_page()；
mem_map[MAP_NR(old_page)]--;
*table_entry = new_page | 7;
invalidate();
copy_page(old_page,new_page);
}
// 刷新页变换高速缓冲宏函数
#define invalidate() \
__asm__("movl %%eax,%%cr3"::"a" (0))
我用图直接说明这段代码的细节。
刚刚 fork 完一个进程，是这个样子的对吧？
这是我们对着这个物理空间范围，写一个值，就会触发上述函数。
假如是进程 2 写的。
显然此时这个物理空间被引用了大于 1 次，所以要复制页面。
new_page=get_free_page()；
并且更改页面只读属性为可读写。
*table_entry = new_page | 7;
图示就是这样。
是不是很简单。
那此时如果进程 1 再写呢？那么引用次数就等于 1 了，只需要更改下页属性即可，不用进行页面复制操作。
if (mem_map[MAP_NR(old_page)]==1) ...
图示就是这样。
就这么简单。
是不是从细节上看，和你原来理解的写时复制，还有点不同。
缺页中断的处理过程中，除了写时复制原理的 do_wp_page，还有个 do_no_page，是在页表项的存在位 P 为 0 时触发的。
这个和进程按需加载内存有关，如果还没加载到内存，会通过这个函数将磁盘中的数据复制到内存来，这个有时间再给大家讲。
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如果你对类似的这些知识想有系统性的了解，每次都单看这种一篇一篇的技术散文是无效的，有系统性的了解后再读这些文章，你会收获很大。
如何有系统性的了解呢？可以尝试追更我现在写的操作系统系列吧。目前已经完整更完三大部分了，还正在持续更新中。
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