关于fork进程中copy_files的疑问，求解答
在fork进程时，当COPY_FILES flag没有设置时，意味着继承之后的打开的文件信息需要另立门户，但是在如下代码中，仅仅是递增了file中f_count计数，并没有深度复制file机构中的信息。举个例子，fork后地子进程执行seek操作，同样也会导致父进程seek啊，不是很明白，求解惑。struct files_struct *oldf, *newf;
struct file **old_fds, **new_fds;
......此处省略
old_fds = oldf->fd;
new_fds = newf->fd;
......此处省略
for (i = open_files; i != 0; i--) {
struct file *f = *old_fds++;
if (f)
get_file(f);
*new_fds++ = f;
} 这是期望的行为吧？ [~]$ cat file.c
#include <unistd.h>
#include <fcntl.h>
int main()
{
int fd = open("file.txt", O_WRONLY | O_TRUNC | O_CREAT);
write(fd, "1\n2\n3\n4\n", 8);
if (fork() == 0) {
lseek(fd, 0, 0);
write(fd, "a\n", 2);
} else {
sleep(3);
write(fd, "b\n", 2);
}
}
[~]$ cat file.txt
a
b
3
4
看来书上写的有错啊。正确的理解应该是：
当设置CLONE_FILES，只是最顶层current->files->count ++就返回了，这就意味着子进程不仅共享父进程在fork之前已打开文件信息，还共享fork后父子进程之后打开的文件信息。
当不设置CLONE_FLAGS时，子进程仅共享fork之前父进程打开的文件。而fork之后父子进程打开的文件互不干扰。
貌似针对fork时的CLONE参数，基本可以有这样的结论：
无论CLONE参数设不设置，父子进程始终共享fork之前父进程的一些信息，而CLONE参数设置后，fork之后的行为就互不干扰了。
回复 3# nswcfd
#define CLONE_FS 0x00000200 /* set if fs info 【shared】 between processes */
#define CLONE_FILES 0x00000400 /* set if open files 【shared】 between processes */
可以看到，某些CLONE_XXX的含义，通常是【不】做deep copy，跟字面意思正好反过来了。
但也不失绝对的，比如下面的行为跟字面就是一致的。
#define CLONE_THREAD 0x00010000 /* Same thread group? */
#define CLONE_NEWNS 0x00020000 /* New namespace group? */
恩，谢谢解答。
我这边在学习中断的时候，看到这样的描述，对如下红色部分有疑问，能帮忙答疑一下吗？是在不理解。
“
1.确定与中断或异常关联的向量i (0￡i￡255)。
2.籍由idtr寄存器从IDT表中读取第i项（在下面的描述中，我们假定该IDT表项中包含的是一个中断门或一个陷阱门）。
3.从gdtr寄存器获得GDT的基地址，并在GDT表中查找，以读取IDT表项中的选择符所标识的段描述符。这个描述符指定中断或异常处理程序所在段的基地址。
4.确信中断是由授权的（中断）发生源发出的。首先将当前特权级CPL（存放在cs寄存器的低两位）与段描述符（存放在GDT中）的描述符特权级DPL比较，如果CPL小于DPL，就产生一个“通用保护”异常，因为中断处理程序的特权不能低于引起中断的程序的特权。对于编程异常，则做进一步的安全检查：比较CPL与处于IDT中的门描述符的DPL，如果DPL小于CPL，就产生一个“通用保护”异常。这最后一个检查可以避免用户应用程序访问特殊的陷阱门或中断门。
5.检查是否发生了特权级的变化，也就是说， CPL是否不同于所选择的段描述符的DPL。如果是，控制单元必须开始使用与新的特权级相关的栈。通过执行以下步骤来做到这点：
a.读tr寄存器，以访问运行进程的TSS段。
b.用与新特权级相关的栈段和栈指针的正确值装载ss和esp寄存器。这些值可以在TSS中找到（参见第三章的“任务状态段”一节）。
c.在新的栈中保存ss和esp以前的值，这些值定义了与旧特权级相关的栈的逻辑地址。// 到这里ss和esp寄存器已经是新特权的栈了，怎么知道以前的esp值？
6.如果故障已发生，用引起异常的指令地址装载cs和eip寄存器，从而使得这条指令能再次被执行。
7.在栈中保存eflag、cs及eip的内容。 // 同理这里cs还是没变化过，可以保存，但经过上述一系列步骤，eip也在随着变化啊，eip已经不是中断前的eip了啊
8.如果异常产生了一个硬错误码，则将它保存在栈中。
9.装载cs和eip寄存器，其值分别是IDT表中第i项门描述符的段选择符和偏移量域。这些值给出了中断或者异常处理程序的第一条指令的逻辑地址。//在这之前还一直在用户态，但栈已经切换到内核，之前保存现场的操作是在用户特权级下操作内核地址空间，这样没问题吗？
”
回复 4# allkillers
恩，谢谢解答。
我这边在学习中断的时候，看到这样的描述，对如下红色部分有疑问，能帮忙答疑一下吗？是在不理解。
“
1.确定与中断或异常关联的向量i (0￡i￡255)。
2.籍由idtr寄存器从IDT表中读取第i项（在下面的描述中，我们假定该IDT表项中包含的是一个中断门或一个陷阱门）。
3.从gdtr寄存器获得GDT的基地址，并在GDT表中查找，以读取IDT表项中的选择符所标识的段描述符。这个描述符指定中断或异常处理程序所在段的基地址。
4.确信中断是由授权的（中断）发生源发出的。首先将当前特权级CPL（存放在cs寄存器的低两位）与段描述符（存放在GDT中）的描述符特权级DPL比较，如果CPL小于DPL，就产生一个“通用保护”异常，因为中断处理程序的特权不能低于引起中断的程序的特权。对于编程异常，则做进一步的安全检查：比较CPL与处于IDT中的门描述符的DPL，如果DPL小于CPL，就产生一个“通用保护”异常。这最后一个检查可以避免用户应用程序访问特殊的陷阱门或中断门。
5.检查是否发生了特权级的变化，也就是说， CPL是否不同于所选择的段描述符的DPL。如果是，控制单元必须开始使用与新的特权级相关的栈。通过执行以下步骤来做到这点：
a.读tr寄存器，以访问运行进程的TSS段。
b.用与新特权级相关的栈段和栈指针的正确值装载ss和esp寄存器。这些值可以在TSS中找到（参见第三章的“任务状态段”一节）。
c.在新的栈中保存ss和esp以前的值，这些值定义了与旧特权级相关的栈的逻辑地址。// 到这里ss和esp寄存器已经是新特权的栈了，怎么知道以前的esp值？
6.如果故障已发生，用引起异常的指令地址装载cs和eip寄存器，从而使得这条指令能再次被执行。
7.在栈中保存eflag、cs及eip的内容。 // 同理这里cs还是没变化过，可以保存，但经过上述一系列步骤，eip也在随着变化啊，eip已经不是中断前的eip了啊
8.如果异常产生了一个硬错误码，则将它保存在栈中。
9.装载cs和eip寄存器，其值分别是IDT表中第i项门描述符的段选择符和偏移量域。这些值给出了中断或者异常处理程序的第一条指令的逻辑地址。//在这之前还一直在用户态，但栈已经切换到内核，之前保存现场的操作是在用户特权级下操作内核地址空间，这样没问题吗？
“
回复 5# nswcfd
这是ULK里关于异常或中断的描述吧，看英文版的更清楚一些。
问题9，英文版写的很清楚，这里的cs/ip来自IDT中的Gate Descriptor（也就是第2步读的东西）
问题5c，cpu当然知道了……甚至可以假设到这一步cs/ip还没有被改变呢（直到第9步才发生变化）。 PS，如果对细节感兴趣的话，可以看一下邓志的《x86/x64体系探索及编程》。
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