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父子页面保护共享的处理 ------ COW技术 在do_fork->copy_mm中,如果vm_area_struct的属性中包含了可写属性,但非共享,则将父对应的pte[j](假设pte[j]对应了vm_area_strruct圈定的范围中的某个页面)设置为写保护,随后复制父pte[j]给子pte[j];此处采用了COW技术。 copy_mm之后的的情况如下图,可见并没有真正的复制一个page给子进程: father +--------+ | | |--------| |pte(w=0)|--+ |--------| | | | | +--------+ +-->+------+ | | son +-->| | +--------+ | | page | | | | | | |--------| | | | |pte(w=0)|--+ | | |--------| +------+ | | +--------+ 现在假设父进程向pte中写入,则会引发CPU异常,在异常处理机制中,处理如下: * 创建一个新的newpage; * 复制page内容到newpage; * 让父pte指向newpage,并且设置父pte的w=1(可写); * 子pte保持不变;最终如下图: father +--------+ +-->+------+ | | | | | |--------| | | new | |pte(w=1)|--+ | page | |--------| | | | | +------+ +--------+ son +--------+ +-->+------+ | | | | | |--------| | | page | |pte(w=0)|--+ | | |--------| | | | | +------+ +--------+ 如果现在子进程又向pte中写,同样导致异常,但是由于此时该pte:count==1,则直接将该pte:w=1,然后写即可; son +--------+ +-->+------+ | | | | | |--------| | | page | |pte(w=1)|--+ | | |--------| | | | | +------+ +--------+ [ 本帖最后由 frank_seng 于 2008-5-7 14:02 编辑 ] 真的好对不起,由于历史原因,我们的产品依然跑在Linux 2.4上,因此是对着2.4说的,2.6除了网络部分外,还从没看过,sorry啊! 关于COW,我写了一些总结性文档,贴出来献丑了:假设进程A创建了子进程B,之后进程A和进程B共享A的地址空间,同时该地址空间中的页面全部被标识为写保护。此时B若写address所在的页面,由于写保护的原因会引起写异常,在异常处理中,内核会将address所在的那个写保护页面复制为一个新的页面,让B的address页表项指向该新页面,新页面可写,而A的address页表项依然指向那个写保护的页面。此后当B再访问address是就会直接访问该新的页面了,不再会访问到那个写保护的页面。当A试图写address所在的页面时,由于写保护的原因此时也会引起异常,在异常处理中,内核如果发现该页面只有一个拥有进程,此种情况下也就是A,则直接对该页面取消写保护,此后当A再访问address是不会再有写保护错误了。如果此时A又创建了子进程C,则该address所在的页面又被设置为写保护,拥有进程为A和C,同时其他的页面例如PAGEX依然维持写保护,只是拥有进程为A、B和C。如果此时A访问PAGEX,则异常处理会创建一个新页面并将PAGEX中的内容复制到该页面,同时将A相应的pte指向该新页面。如果此时C也访问PAGEX,也会复制新页面并且让C对应的pte指向新页面。如果B再访问PAGEX,则由于此时PAGEX只有一个拥有进程B,故不再复制新页面,而是直接取消该页面的写保护,由于B的pte本来就直接指向该页面,所以无需再做其他工作了。这也就是COW的实现机制。 |
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