COW（copy on write）

zhzhl555

                     COW的整个过程

Copy on write:
设计思路：当要拷贝一个虚拟地址A的可写的页面的时候， 由于lazy copy的原则，我们不想实际的区分配页面并且拷贝页面内容，尤其是不确定即使拷贝了，以后不一定要写访问那里的数据。 所以我们的做法是，将页相的属性值pte设为不可写， 然后当有进程再次往该虚拟地址写数据的时候，就出发页异常，然后由页面异常来处理，
分配页面初始化并且拷贝原页的内容。

Eg：linux在fork的时候拷贝父进程的资源的时候。具体在copy_page_range（）中。
int copy_page_range(struct mm_struct *dst,
struct mm_struct *src,
                     struct
vm_area_struct *vma)

此函数的目的是将父进程的src中一个vm_area_struct 拷贝到另外一个进程dst 中。
简单的来说，当拷贝src中一个可写的虚拟地址A的时候：
假设现在A指向物理地址 phad

1：先根据dst来确定是否新的进程的页表已经ok。如果没有，还需要pmd_alloc()，pte_alloc()来分配和建立页表对应关系。极端情况下需要另外分配一个页面（此过程中有可能会调用get_free_pages， 如果是pte_alloc_one（）的话，还要将整个页面清0 ），由确定的页目录表，页面表就已经确定了一个新进程的虚拟地址B。

2：dst中B指向的页面表项，和src中A指向的页面表项都设置成只读，
即仅仅拷贝页面指针和属性。（这时不同的虚拟地址指向相同的物理地址，  A ，B都指向 phad）

3：over。 哈哈就这么简单

当以后新进程需要向B写入数据的时候，由B去找pte项
发现pte的值是只读的就会触发页面异常。进入do_page_fault（）。
此时的异常处理就要看error_code的值是多少了。
/* error_code:
*    bit 0 == 0 means no page found, 1 means
protection fault
*    bit 1 == 0 means read, 1 means write
*    bit 2 == 0 means kernel, 1 means user-mode
*/
我们假设页面是在内存中的，仅仅是由于写保护引起的异常。
那么会在do_page_fault（）的检查error_code & 3 中转到handle_mm_fault（）中去。代码中有段注释
/*
        * We need the page table lock to synchronize
with kswapd
        * and the SMP-safe atomic PTE updates.
        */
要求主要处理过程handle_pte_fault（）要在一个spin_lock的保护下进行。那么我们深入进去看看到底是怎么一个处理过程。

static inline int handle_pte_fault(struct
mm_struct *mm,
       struct
vm_area_struct * vma, unsigned long address,
       int
write_access, pte_t * pte)
{
       pte_t
entry;

       entry
= *pte;
       if
(!pte_present(entry)) {
              /*
               * If it truly wasn't present, we know that
kswapd
               * and the PTE updates will not touch it later.
So
               * drop the lock.
               */
              if
(pte_none(entry))
                     return
do_no_page(mm, vma, address, write_access, pte);
              return
do_swap_page(mm, vma, address, pte, entry, write_access);
       }
       *********@********
       if
(write_access) {
              if
(!pte_write(entry))
                     return
do_wp_page(mm, vma, address, pte, entry);

              entry
= pte_mkdirty(entry);
       }
       entry
= pte_mkyoung(entry);
       establish_pte(vma,
address, pte, entry);
       spin_unlock(&mm->page_table_lock);
       return
1;
}

在我们的写保护情景中， 会直接跑到*********@********处，if (write_access)为真，我们的pte的内容是不允许写的，因此if (!pte_write(entry))也为真。进入do_wp_page（）。
进而会调用copy_cow_page（）。

copy_cow_page里面
       if
(from == ZERO_PAGE(address)) {
              clear_user_highpage(to,
address);
              return;
       }
       copy_user_highpage(to,
from, address);

如果不是ZERO_PAGE的话， 那么在copy_user_highpage（）中调用copy_user_page（）来进行真正的拷贝。但是令人迷惑的是在此函数中
void mmx_copy_page(void *to, void *from)
{
       if(in_interrupt())
              slow_copy_page(to,
from);
       else
              fast_copy_page(to,
from);
}
在中断里反而调用slow_copy_page， 而之外调用fast_copy_page？？？ 为什么呢？不能理解。（不过google一下，好像fast_copy_page里面有很多prefetch，好像在kernel的时候有问题，所以一般中断都在kernel space中所以就不用了）
               
               
               

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