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 ...
LZ客气了，讲的很清楚。
也就是说，COW时，不管该页面最初的拥有者是谁，只要还是多个进程拥有，那么谁先写就给谁分配一个新的。最老的页面留给最后单独拥有该页面的进程。
我原来以为是老页面一直留给父进程。LZ讲的这种机制更合理。以前也只是在书上看过COW的机制，但没看过代码，有很多不清楚。
哪位老大知道2.6中的COW代码在哪儿啊，麻烦给个路径，找半天没找到。
不好意思打断了，LZ请继续写，有问题还会问的:mrgreen:
回复 #9 zx_wing 的帖子
如果父子都不可写，父写的时候分配一个新页面给父，那老页面是不是就给子了呢？答：非常对
如果子先写，分配一个新页面给子，老页面是不是就给父了呢？
答：非常对
COW就是这个机制！
回复 #12 frank_seng 的帖子
sys_exec("/bin/apache") 执行过程[*]当前进程进入sys_exec系统调用；
[*]以下为load_elf_binary：打开apache文件，读取其128字节头，依据头找到elf处理模块（假设这里apache为elf文件）；
[*]确定程序所使用的动态库，一般为/usr/lib/ld_linux.so.2（从apache文件头部分分析出），随后打开该库文件（也就是解释器）；
[*]读取解释器的首部；
[*]以下为flush_old_exec（执行该函数之后，调用sys_exec的进程将直接消失，从此与当前进程无关，而是被apache完全代替），为apache日后运行能拥有自己独立的信号，以免影响其他进程，这里为apache创建新的信号表；
[*]释放所有的current->mm->mmap；
[*]释放原来老的信号表（刚刚前面在创建新的信号表时还没有释放老信号表）；
[*]以下为setup_arg_pages：为命令行参数args建立相应的vm_area_struct(start=3G-args's size；end=3G)，自栈顶往下，由于sys_execv刚开始时就已经将args读取到内核内存中，这里在put_dirty_page函数中为vm_start----- vm_end这段用户空间对应的页目录项创建相应的页表，并设置相应的该页表的页表项指向args所在的物理页面；
[*]以下为 elf_map：为apache中的.code、.data等段建立vm_area_struct，并建立到apache磁盘文件中对应磁盘页面的映射， vm_area_struct的vm_start、vm_end和vm_pgoff已经在apache elf文件中由编译器指明，注意这里没有为对应的页目录表项创建页表，更不存在设置页表项了；
[*]以下为load_elf_interp：为解释器ld_linux.so.2建立vm_area_struct，并建立到该文件的磁盘映射；
[*]重新设置current->mm的参数，简历bss段，设置新的EIP（指向解释器的代码段）和ESP（指向位于栈顶的args参数底部）；当sys_exec从内核系统调用中返回到用户空间时，将从该EIP处开始执行；
注意：例如在test程序中调用execve("/bin/apache")，则执行完毕后，test程序就不存在了，被apache完全代替，pid保持不变。
回复 #13 frank_seng 的帖子
0号进程的手工构造过程其是利用全局变量构造的，如下图所示：
init_task_union
---+-------------+
^ | |
| | |
| | |
8K | | init_task
| | | ,+------------------------+
| | |/ | |
| | | /| policy: SCHED_OTHER |
| +-------------+/ | mm: NULL |
v | task_struct | | active_mm: init_mm ------+
---+-------------+\ | user: INIT_USER | |
\| ..... | |
\ | | |
'+------------------------+ |
|
init_mm |
+-------------------------+<---+
| |
| mmap: init_mmap |
| pgd: swapper_pg_dir |
| ..... |
| |
+-------------------------+
[*]ESP刚开始的指向：在head.S中：lss stack_start,%esp设置了esp寄存器，而stack_start已经被定义为SYMBOL_NAME(init_task_union)+8192，很显然，esp在内核启动时指向init_task_union顶部；
[*]current的解释：而current宏则就是按8K宏对esp取整，因此无论esp因压栈出栈导致其在栈中(init_task_union)何位值，都会得到task_struct的首指针；
[*]因此，综上，Linux内核启动后，current也就是init_task，可以理解成当前进程init_task中；
[*]注意，init_task的pid为0；
10. fork之后，在哪里设置了copy-on-write的页面只读属性？
sys_fork() > do_fork() > copy_process() > copy_mm() > dup_mm() > dup_mmap() >
copy_page_range() > copy_hugetlb_page_range() :
int cow = (vma->vm_flags & (VM_SHARED | VM_MAYWRITE)) == VM_MAYWARITE;
...
if (cow)
ptep_set_wrprotect(src, addr, src_pte);
...
应该是以前在本版看到的帖子然后记录的笔记。
回复 #15 albcamus 的帖子
elf文件段属性和vm_area_struct关系:在elf文件段中，有如下属性：
1. p_type：该成员指出了这个数组的元素描述了什么类型的段，或怎样解释该数组元素的信息。
2. p_offset：该成员给出了该段的驻留位置相对于文件开始处的偏移。
3. p_vaddr：该成员给出了该段在内存中的首字节地址。
4. p_filesz：该成员给出了文件映像中该段的字节数；它可能是 0 。
5. p_memsz：该成员给出了内存映像中该段的字节数；它可能是 0 。
6. p_flags：该成员给出了和该段相关的标志。定义的标志值如下所述。
7. p_align：就象在后面“载入程序”部分中所说的那样，可载入的进程段必须有合适的p_vaddr 、 p_offset 值，取页面大小的模。该成员给出了该段在内存和文件中排列值。 0 和 1 表示不需要排列。否则， p_align 必须为正的 2 的幂，并且 p_vaddr 应当等于 p_offset 模 p_align 。
那么vm_area_struct中相应的成员和elf文件段属性的关系为：
1. vm_start ---> p_vaddr ：该vm_area_struct对应的用户空间区间起始逻辑地址；
2. vm_end ---> p_vaddr+p_filesz ：该vm_area_struct对应的用户空间区间结束逻辑地址；
3. vm_pgoff ---> p_offset：该vm_area_struct对应的实际数据首字节在文件中的偏移地址；
回复 #16 frank_seng 的帖子
关于schedule和cpu_idle的一些问题：1. schedule会从一系列进程中选择最合适的进程来运行，假设某一时刻没有合适的进程（在寻找待切换入进程时next时，先将next设置为init_task，然后在runqueue_head运行队列中找合适的进程，找到，就将其赋给next，注意，init_task不会在runqueue_head队列中，没找到，则就是init_task了），则只能选择 init_task，这样便回到了init_task在cpu_idle->schedule()中被换出时的点，由于此时 init_task.need_resched==0，故进入idle（一般为poll_idle函数，在此函数中， init_task.need_resched被设置为-1），此时CPU halt了，直到中断的到来，CPU才会停止halt；
2. 如果此时来了个中断，则中断处理完毕后返回前，发现current（也就是init_task）的need_resched为-1(!=0)，又会主动调用 schedule，在schedule中，首先将current（也就是init_task）的need_resched清零，然后选择合适的进程来运行，如果找不到合适的，则schedule直接就返回了，此时也就是从中断处理中返回，这样又回到了cpu_idle->idle-> halt被中断时的点，再次进行1->2这样的循环；如果schedule找到了另一个合适的进程，则就切换到该进程去运行了， init_task则被挂起在idle->halt被中断时点的那个位置；
回复 #17 frank_seng 的帖子
#Linux kernel启动时第一次进入cpu_idle的简单分析，下图为其流程图，从图中可知，由于current（也就是init_task）的need_resched现在等于1，故立刻开始执行schedule()；
|
+-------------->|
| +------------>|
| | v
| | _,,-,,_
| | ,,.-'`` ``'-.,,
| | current->need_resched==0? ---+
| | `'-.,, ,,.-'`` |
| | ``'--'`` | N
| | Y| |
| | v v
| | +--------------+ +--------------+
| | | idle() | |schedule()|
| | +--------------+ +--------------+
| | | |
| +-------------+ |
+--------------------------------+
[*]现在就两个进程：init_task和new_task(init)，很显然schedule->switch_to会选中new_task开始执行，同时将init_task.need_resched置0；
[*]new_task 的esp、eip在（3）中已经被设置好了，故esp寄存器被恢复为new_task->thread.esp，也就是 union2.pt_regs底部；eip寄存器被恢复为new_task->thread.eip也就是ret_from_fork， new_task从ret_from_fork处开始执行，由于new_task系统堆栈中保存的用于返回的EIP是从原来的init_task中复制过来的，而且new_task->need_resched=0，因此new_task返回到kernel_thread中；
[*]随后在kernel_thread中，此时将esp和esi比较（esi中保存的是刚进kernel_thread时的esp），对于new_task而言，很明显，这里是不相等的，esp为new_task堆栈指针地址，esi为init_task堆栈指针地址；
[*]执行函数init()，在init中会执行execve("/sbin/init")【内核中的execve宏定义见_syscall3】，也就是 sys_excve("/sbin/init），new_task完全被/sbin/init替代，其永远不会再回到kernel_thread了，在 sys_execve中会构造用户空间，/sbin/init也会启动一些列应用层初始化进程，系统主要起始进程启动成功；
[*]关于kernel_thread需要说明的是：如果这里不是init()函数，而是一个普通函数，则kernel_thread在执行完该普通函数后，执行sys_exit退出并释放该任务；
非常想知道这些图是怎么画出来的.
搂主能否讲讲? 原帖由 xpl 于 2008-5-8 16:43 发表 http://linux.chinaunix.net/bbs/images/common/back.gif
非常想知道这些图是怎么画出来的.
搂主能否讲讲?
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