fork()跟写时复制【转】
1. Linux的fork()使用写时复制（略）
传统的fork()系统调用直接把所有的资源复制给新创建的进程。这种实现过于简单并且效率低下，因为它拷贝的数据或许可以共享(This approach is significantly naïve and inefficient in that it copies much data that might otherwise be shared.)。更糟糕的是，如果新进程打算立即执行一个新的映像，那么所有的拷贝都将前功尽弃。Linux的fork()使用写时拷贝(copy-on-write)页实现。写时拷贝是一种可以推迟甚至避免拷贝数据的技术。内核此时并不复制整个进程的地址空间，而是让父子进程共享同一个地址空间。只用在需要写入的时候才会复制地址空间，从而使各个进行拥有各自的地址空间。也就是说，资源的复制是在需要写入的时候才会进行，在此之前，只有以只读方式共享。这种技术使地址空间上的页的拷贝被推迟到实际发生写入的时候。在页根本不会被写入的情况下---例如，fork()后立即执行exec()，地址空间就无需被复制了。fork()的实际开销就是复制父进程的页表以及给子进程创建一个进程描述符。在一般情况下，进程创建后都为马上运行一个可执行的文件，这种优化，可以避免拷贝大量根本就不会被使用的数据(地址空间里常常包含数十兆的数据)。由于Unix强调进程快速执行的能力，所以这个优化是很重要的。
参见：http://hi.baidu.com/zengzhaonong/blog/item/90ce8d5802d044de9d82043f.html
2. fork()函数
头文件
#include<unistd.h> #include<sys/types.h>
函数原型
pid_t fork( void);
（pid_t 是一个宏定义，其实质是int 被定义在#include<sys/types.h>中）
返回值： 若成功调用一次则返回两个值，子进程返回0，父进程返回子进程ID；否则，出错返回-1
口诀： 父返子，子返0，fork出错返-1
示例代码
#include<sys/types.h> //对于此程序而言此头文件用不到
#include<unistd.h>
#include<stdio.h>
#include<stdlib.h>
int main(int argc, char ** argv ){
//由于会返回两次，下面的代码会被执行两遍
//如果成功创建子进程：
//1. 父进程返回子进程ID，因此（父进程）会走一遍“分支3”
//2. 子进程返回0，因此（子进程）会走一遍“分支2”
pid_t pid = fork();
if (pid < 0){ //分支1
fprintf(stderr, "error!");
}else if( 0 == pid ){//分支2
printf("This is the child process!");
_exit(0);
}else{//分支3
printf("This is the parent process! child process id = %d", pid);
}
//可能需要时候wait或waitpid函数等待子进程的结束并获取结束状态
exit(0);
}
注意！样例代码仅供参考，样例代码存在着父进程在子进程结束前结束的可能性。必要的时候可以使用wait或 waitpid函数让父进程等待子进程的结束并获取子进程的返回状态。
fork的另一个特性是所有由父进程打开的描述符都被复制到子进程中。父、子进程中相同编号的文件描述符在内核中指向同一个file结构体，也就是说，file结构体的引用计数要增加。
3. Linux的fork()使用写时复制（详）
fork函数用于创建子进程，典型的调用一次，返回两次的函数，其中返回子进程的PID和0，其中调用进程返回了子进程的PID，而子进程则返回了0，这是一个比较有意思的函数，但是两个进程的执行顺序是不定的。fork()函数调用完成以后父进程的虚拟存储空间被拷贝给了子进程的虚拟存储空间，因此也就实现了共享文件等操作。但是虚拟的存储空间映射到物理存储空间的过程中采用了写时拷贝技术（具体的操作大小是按着页控制的），该技术主要是将多进程中同样的对象（数据）在物理存储其中只有一个物理存储空间，而当其中的某一个进程试图对该区域进行写操作时，内核就会在物理存储器中开辟一个新的物理页面,将需要写的区域内容复制到新的物理页面中，然后对新的物理页面进行写操作。这时就是实现了对不同进程的操作而不会产生影响其他的进程，同时也节省了很多的物理存储器。
#include<stdio.h>
#include<stdlib.h>
#include<unistd.h>
#include<fcntl.h>
#include<sys/types.h>
#include<sys/stat.h>
int main(){
char p = 'p';
int number = 11;
if(fork()==0) /*子进程*/
{
p = 'c'; /*子进程对数据的修改*/
printf("p = %c , number = %d \n ",p,number);
exit(0);
}
/*父进程*/
number = 14; /*父进程对数据修改*/
printf("p = %c , number = %d \n ",p,number);
exit(0);
}
编译运行：
$ gcc -g TestWriteCopyTech.c -o TestWriteCopyTech $ ./TestWriteCopyTech p = p , number = 14 -----父进程打印内容 $ p = c , number = 11 -----子进程打印内容
原因分析：
由于存在企图进行写操作的部分，因此会发生写时拷贝过程，子进程中对数据的修改，内核就会创建一个新的物理内存空间。然后再次将数据写入到新的物理内存空间中。可知，对新的区域的修改不会改变原有的区域，这样不同的空间就区分开来。但是没有修改的区域仍然是多个进程之间共享。
fork()函数的代码段基本是只读类型的，而且在运行阶段也只是复制，并不会对内容进行修改，因此父子进程是共享代码段，而数据段、Bss段、堆栈段等会在运行的过程中发生写过程，这样就导致了不同的段发生相应的写时拷贝过程，实现了不同进程的独立空间。
但是需要注意的是文件操作，由于文件的操作是通过文件描述符表、文件表、v-node表三个联系起来控制的，其中文件表、v-node表是所有的进程共享，而每个进程都存在一个独立的文件描述符表。父子进程虚拟存储空间的内容是大致相同的，父子进程是通过同一个物理区域存储文件描述符表，但如果修改文件描述符表，也会发生写时拷贝操作,只有这样才能保证子进程中对文件描述符的修改，不会影响到父进程的文件描述符表。例如close操作，因为close会导致文件的描述符的值发生变化，相当于发生了写操作，这是产生了写时拷贝过程，实现新的物理空间，然后再次发生close操作，这样就不会产生子进程中文件描述符的关闭而导致父进程不能访问文件。
测试函数：
#include<stdio.h>
#include<stdlib.h>
#include<unistd.h>
#include<sys/types.h>
#include<sys/stat.h>
#include<fcntl.h>
#include<sys/wait.h>
int main(){
int fd;
char c[3];
char *s = "TestFs";
fd = open("foobar.txt",O_RDWR,0);
if(fork()==0) //子进程
{
fd = 1;//stdout
write(fd,s,7);
exit(0);
}
//父进程
read(fd,c,2);
c[2]='\0';
printf("c = %s\n",c);
exit(0);
}
编译运行：
$ gcc -g fileshare2.c -o fileshare2 $ ./fileshare2 c = fo ----foobar.txt中的内容 $ TestFs ---标准输出
原因分析：由于父子进程的文件描述符表是相同的，但是在子进程中对fd（文件描述符表中的项）进行了修改，这时会发生写时拷贝过程，内核在物理内存中分配一个新的页面存储子进程原文件描述符fd存在页面的内容，然后再进修写操作，实现将fd修改为1，也就是标准输出。但是父进程的fd并没有发生改变，还是与其他的子进程共享文件描述符表，因此仍然是对文件foobar.txt进行操作。
因此需要注意fork()函数实质上是按着写时拷贝的方式实现文件的映射，并不是共享，写时拷贝操作使得内存的需求量大大的减少了，具体的写时拷贝实现，请参看非常经典的“深入理解计算机系统”的第622页。