fork函数的写时拷贝.doc

fork函数的写时拷贝 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;#include;#include;#include;#include;#include;int main() char p = g; 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); 编译调试：gongGong-Computer cprogram$ gcc -g TestWriteCopyTech.c -o TestWriteCopyTechgongGong-Computer cprogram$ ./TestWriteCopyTechp = g , number = 14 -父进程打印内容gongGong-Computer cprogram$p = c , number = 11 -子进程打印内容原因分析：由于存在企图进行写操作的部分，因此会发生写时拷贝过程，子进程中对数据的修改，内核就会创建一个新的物理内存空间。然后再次将数据写入到新的物理内存空间中。可知，对新的区域的修改不会改变原有的区域，这样不同的空间就区分开来。但是没有修改的区域仍然是多个进程之间共享。fork函数的代码段基本是只读类型的，而且在运行阶段也只是复制，并不会对内容进行修改，因此父子进程是共享代码段，而数据段、Bss段、堆栈段等会在运行的过程中发生写过程，这样就导致了不同的段发生相应的写时拷贝过程，实现了不同进程的独立空间。但是需要注意的是文件操作，由于文件的操作是通过文件描述符表、文件表、v-node表三个联系起来控制的，其中文件表、v-node表是所有的进程共享，而每个进程都存在一个独立的文件描述符表。父子进程虚拟存储空间的内容是大致相同的，父子进程是通过同一个物理区域存储文件描述符表，但如果修改文件描述符表，也会发生写时拷贝操作,只有这样才能保证子进程中对文件描述符的修改，不会影响到父进程的文件描述符表。例如close操作，因为close会导致文件的描述符的值发生变化，相当于发生了写操作，这是产生了写时拷贝过程，实现新的物理空间，然后再次发生close操作，这样就不会产生子进程中文件描述符的关闭而导致父进程不能访问文件。测试函数：#include;#include;#include;#include;#include;#include;#include;int main() int fd; char c3; char *s = "TestFs" fd = open("foobar.txt",O_RDWR,0); if(fork()=0) /子进程 fd = 1;/stdout write(fd,s,7); exit(0); /父进程 read(fd,c,2); c2=0; printf("c = %sn",c); exit(0); gongGong-Computer cprogram$ gcc -g fileshare2.c -o fileshare2gongGong-Computer cprogram$ ./fileshare2c = fo -foobar.txt中的内容gongGong-Computer cprogram$ 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