与写时拷贝揭秘)
进程控制进程创建Linux创建进程通过fork()函数调用!在之前的学习已经提到了这个知识点父进程在主函数中调用fork函数此时os就在创建了一个子进程此时父子进程就开始并发调度分流运行fork函数返回 子进程返回0父进程返回子进程PID若子进程创建失败返回-11)我们知道进程 内核数据结构数据所以创建子进程就要为子进程分配对应的数据结构和数据2)将父进程的PCB、mm_struct、页表拷贝给子进程个别数据进行修改3)将子进程添加到系统进程列表中 并且可以将子进程添加到进程调度队列我们知道父子进程数据默认共享直到进程某一方开始对某个数据进程修改时OS会使用写时拷贝来保证进程的独立性我们知道进程具有独立性那一个进程的代码是另一款OS呢那么就可以在LinuxOS上运行其他的OS这并不会有影响因为进程就有独立性这就是内核级虚拟机的原理写时拷贝子进程因为拷贝了父进程的内核数据结果所以父子进程在默认情况下是冰箱数据和代码的父子进程的虚拟地址空间和页表都相同所以都指向同一块物理地址所以共享我们知道页表也有权限字段控制用户使用虚拟地址访问物理内存!我们知道代码段数据不能呗修改所以在页表权限部分设置代码区的映射访问权限设为只读状态所以当用户尝试通过虚拟地址修改代码区数据的时候OS不运行通过地址映射那么为什么图中数据区的映射权限也为只读当只有父进程一个时候数据区的映射权限是为读写的但是当创建子进程有了多个子进程的时候会父子进程的数据区映射访问权限都设为只读当父子进程其中一个进程尝试修改数据区数据OS会发现访问的数据是合法的虚拟地址和物理地址都有OS又通过mm_struct知道访问的是数据区的数据但是发现数据段是只读的OS就会报错但是这种报错并不是真的出错而是O检查到用户要讲一个只读的区域写入而且这个区域是数据区这个时候OS就会启动写时拷贝(COW)所以处于共享状态父子进程是通过让用户修改只读的数据区页表向OS报错从而进行写时拷贝机制所以查页表报错机制也有多种情况1、地址不存在2、缺页中断访问的物理内存块不存在要加载3、访问的物理内存块存在但是全是是只读的为什么要写时拷贝我们知道进程具有独立性那如果我们创建子进程的时候直接把代码和数据全部拷贝一份给子进程可以吗理论上是可以的但是要考虑现实问题拷贝全部的代码和数据拷贝的时间需要考虑吧再说了整个程序代码不可能被修改数据也可能不会全部被修改数据中也有只读的数据所以如果全部都拷贝必然会产生内存浪费所以写时拷贝是OS内最精细的内存管理操作对不修改的数据不进行拷贝只对修改的数据进行拷贝减少创建子进程的成本时间减少内存浪费fork常规用法一个父进程希望复制自己使父子进程同时执行不同的代码段。通过创建子进程让父子进程分流运行代码后面的部分实现父进程代码的一部分功能例如父进程等待客户端请求生成子进程来处理请求一个进程要执行一个不同的程序例如子进程从fork返回后调用exec函数其实我们平时调用的指令就是通过bash父进程创建出来的子进程来完成的功能fork调用失败的原因fork创建子进程失败进程 内核数据结构 数据所以要么就是OS创建内核数据结构创建失败PCB、虚拟地址空间、页表的物理地址申请失败了这些东西说白了就是数据结构对象开辟还是需要空间的要么就是加载数据到内存失败了这两者失败的原因指向同样的方向——内存空间不够了所以OS为了减少内存不足的情况OS一般会限制进程数量并且会限制用户调用进程的数量系统中有太多的进程实际用户的进程数超过了限制
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