对Linux0.11 "内核空间不使用写时复制机制" 本质理解

      一个页面被多个进程共享，每当一个进程产生一次写保护 错误，内核将给进程分配一个新的物理页面，将共享页面的内容复制过来，新的页面将设置为可读写，而共享页面仍然是只读的，只是共享计数减小了。当其他共享进程都产生了一次写保护错误后，共享页面的共享计数减成了1，其实就是被一个进程独占了，但此时该共享页面仍然是只读的，如果独占它的进程对它进行写操作仍然会产生写保护出错。为什么不在共享计数减成了 1 之后就将共享页面置为可写呢？原因很简单，因为系统并不知道最后是哪个页表项指向这个共享页，如果要把它查找出来会有很大的系统开销，这是中断处理程序应当尽量避免的，所以采用了以逸待劳的办法。如果当初共享的页面不属于主内存块，在共享时就没有作共享计数的处理，就不存在共享计数的问题，直接复制就可以了。

      以上这段话是出自Linux0.11内存管理分析的一本书上的，在这个网址下载的：http://oldlinux.org/Linux.old/study/Ref-docs/Linux011-Mem-YuanYi.pdf。基本完全讲述了linux0.11内存管理的内容。之前写过一篇博客分析linux0.11内核些事复制机制：http://blog.csdn.net/yihaolovem/article/details/34204265。现在看来还有很多错误，故重新分析一下对内核写时复制机制的理解。

       写时复制机制，即是先通过系统调用fork使多个进程共享同一个进程的目录表项和页目录项，从而共享同一物理内存（可以这么说吧，准确来说是不对的）。假设有一个物理页面M，通过fork后由进程A、B、C（都是用户进程）共享。假设M一开始属于A。若C要写M，则会产生写时复制，重新在主内存申请一页内存newC替代M（newC页面内的内容完全复制自M）供C使用，此时，M由A、B进程共享使用。此后，进程A要对M进行写操作，又会发生写时复制，重新申请一页内存newA给A使用。这时，M仅由进程B独占了。但是，此时若B进程对M进行写操作，则同样会重新申请newB供B使用。那么，开始的M呢？呵呵，被释放了。因为A
B C进程读写M的顺序不一定，所以最后一次写M的进程是不确定的，可能是B（所上如上分析过程），也可能是A，还可能是C。所以正如开头一段话所述，如果要查出最后是谁独占M的，从而改变其页表项的读写位，则要对页目录项表和页表项进行顺序遍历查找，是很费效率的。所以才用了以逸待劳的方法。

       以上就是写时复制机制的全过程。

       但是，对于内核空间来说，却是不同的---内核空间不使用写时复制机制！这也是Linus在其内核代码注释中提到的，一开始很不理解。但读了开头第一段话之后便慢慢地理解了。对于内核空间来说，还是以特殊的进程0和进程1来说。进程0是系统中第一个手工创建的程序，其特殊在其地址空间属于内核空间，也就是说，进程0是内核空间的物理页面。系统通过fork函数产生了进程1，此时进程0和1共享内核物理页面（假设为KM）。但是其特殊就特殊在在fork时，内核针对内核空间是特殊对待的，在fork函数过程中调用的函数copy_page_tables中有这样一段代码：

       if (this_page > LOW_MEM) {
     *from_page_table = this_page;
     this_page -= LOW_MEM;
     this_page >>= 12;
     mem_map[this_page]++;
}

       也就是说，只有对于非内核地址空间的页面，才会将被fork共享的页面所对应的页表项设为只读，从而在最后一次写操作的时候，将源页面释放。而对于内核地址空间的地址共享，只将进程1的页目录的属性设置为只读，而源目录表项（进程0）依然是可读写的。这就导致进程1fork进程0而产生之后，只有进程1对共享的物理页面（内核地址空间）进行写操作的时候才会产生写时复制，为进程1在主内存中申请一页新的物理页面作为独属于进程1的物理页面。而进程0对其共享内存的写操作不会引起写时复制，即KM就好像独属于进程0一样。也正是因为如此，所以要保证在进程1写（拥有独属于自己的内存页面）之前保持KM页面的干净，主要是为了保证进程1的堆栈中不含进程0的多余信息，以免弄乱进程1的堆栈空间。

      总体来说，就是"内核空间不使用写时复制机制"的意思就是，对于内核空间的写操作，并不会去申请新的内存页面，即内核空间这种情况下是可读可写的。

       又写了一篇博客，感觉对这块内容完全理解了，呵呵。