Linux 写时复制技术

Linux fork

• fork是类Unix操作系统上创建进程的主要方法。fork用于创建子进程，也就是需要复制父进程得到，也可以说子进程是父进程的副本。在linux中，所有的进程都是通过init进程fork或者vofork生成的。

Linux exec

• exec函数的作用就是装载一个新程序（可执行映像）覆盖当前进程内存空间中的映像，从而执行不同的任务。exec函数在执行时会直接替换掉当前进程的地址空间。

Linux 进程虚拟地址空间

• 在介绍写时复制技术之前，先介绍一下进程的虚拟地址空间。
• 虚拟地址通过页表映射到物理内存，页表由操作系统维护并被处理器引用。内核空间在页表中拥有较高特权级，因为用户态程序试图访问这些页时会导致一个页错误。在Linux中，内核空间是持续存在的，并且在所有进程中都映射到同样的物理内存。内核代码和数据总是可寻址的，随时准备处理中断和系统调用。用户地址空间的映射随进程切换的发生而不断变化。
• 用户进程部分分段存储如下表（按地址递减顺序）

栈

• 栈又称为堆栈，由编译器自动分配与释放。
• 栈能够为函数内部声明的非静态局部变量提供存储空间。
• 栈能够记录函数调用过程相关的维护性信息，称为栈帧或者活动记录。它包括函数返回地址，不适合装入寄存器的函数参数及一些寄存器值的保存。除递归调用外，堆栈并非必需。
• 栈能够暂存长算术表达式部分计算结果或alloca()函数分配的栈内内存。
• 持续地重用栈空间有助于使活跃的栈内存保持在CPU缓存中，从而加速访问。进程中的每个线程都有属于自己的栈（在堆区）。向栈中不断压入数据时，若超出其容量就会耗尽栈对应的内存区域，从而触发一个页错误。此时若栈的大小低于堆栈最大值RLIMIT_STACK(通常是8M)，则栈会动态增长，程序继续运行。映射的栈区扩展到所需大小后，不再收缩。
• 当程序使用的栈超过堆栈最大值时，会发生栈溢出，程序收到一个段错误。如果调高栈容量可能会增加内存开销和启动时间。

内存映射段

• 内存映射是一种高效的文件IO方式，内核能够直接将硬盘文件内容映射到内存，减少了拷贝次数，可以用来装载动态共享库。用户也可以创建匿名内存映射，该映射没有文件，可用于存放程序数据。在Linux系统中，如果通过malloc请求一大块内存，C运行库将会创建一个匿名内存映射，而不使用堆内存。”大块” 意味着比阈值 MMAP_THRESHOLD还大，缺省为128KB，可通过mallopt()调整。

堆

• 堆用于放进程运行时动态分配的内存段，可动态的扩张和缩减。堆中的内容是匿名的，不能按名字直接访问，只能通过指针间接访问。
• 分配的堆是经过字节对齐空间的，分配的内存往往比申请的内存要大。堆管理器通过链表管理每个申请的内存，由于堆申请和堆释放是无序的，最终会产生内存碎片。堆内存一般由应用程序分配和释放，回收的内存可供重新使用。若程序员不释放，程序结束时操作系统可能会自动回收。
• 堆的末端由break指针标识，当堆管理器需要更多内存时，可通过系统调用brk()和sbrk()来移动break指针以扩张堆，一般由系统自动调用。

BSS段

• BSS段主要是存放未初始化的全局变量和静态局部变量、初始值为0的全局变量和静态局部变量(依赖于编译器实现)、未定义且初值不为0的符号(该初值即common block的大小)。
• 在C语言中，未显式初始化的静态变量被初始化为0，由于程序加载时，BSS会被操作系统清0，所以未赋初值或者初值为0的全局变量都在BSS中，BSS段仅为未初始化的静态变量预留位，在目标文件中并不占据空间。因为程序索马里是需要为变量分配内存空间，所以目标文件必须记录所有未初始化的静态分配变量总和大小。
• 需要注意的是，虽然这几类变量都放置在BSS段，但是初始值为0的全局变量是强符号，而未初始化的全局变量是弱符号。若其他地方已定义同名的强符号（初值可能非0），则弱符号与链接时不会引起重定义错误，但运行时的初值可能并非期望值，因为会被强符号覆盖。因此，定义全局变量时，若只有本文件使用，则尽量使用static关键字修饰；否则需要为全局变量定义赋初值(哪怕0值)，保证该变量为强符号，以便链接时发现变量名冲突，而不是被未知值覆盖。

数据段

• 数据段通常用于放程序中已初始化且初值不为0的全局变量和静态变量。数据段属于静态内存分配，也叫静态存储区，可读可写。
• 数据段保存在目标文件中，其内容由程序初始化，比如 int a = 10;目标文件数据段中必须保存10这个数据，然后在程序加载时复制到相应的内存。
• 与BSS段相比：
  • BSS段不占用物理文件，但占用内存空间；数据段占用内存物理文件，也占用内容空间。比如int a[1000] = {1, 1, ..} 和 int b[1000]，a存储在数据段，需要存储1，1...这些数据，而b存储在BSS段，不需要存储0，而是记录一下有多少字节就可以了。
  • 当程序读数据段的数据时，系统会发出缺页中断，从而分配相应的物理内存，而数据读BSS段的数据时，内核会转到一个全零页面，不会发生缺页中断，也不会为其分配物理内存。

代码段

• 代码段又叫正文段，其实就是存储程序的可执行代码。通常代码段是可共享的并且是只读的，因为内存中只需要一份即可。
• 代码段指令中包括操作码和操作对象(或对象地址引用)。若操作对象是立即数(具体数值)，将直接包含在代码中；若是局部数据，将在栈区分配空间，然后引用该数据地址；若位于BSS段和数据段，同样引用该数据地址。

分段的优点

• 程序执行过程会按照流程顺序，代码只需要访问一次（跳转可能会出现多次），而数据通常会访问多次，单独将它们分开，会方便访问和节约空间。
• 当程序被装载后，数据和指令分别映射到两个虚存区域。数据区对于进程而言可读写，而指令区对于进程只读。两区的权限可分别设置为可读写和只读。以防止程序指令被有意或无意地改写。
• 现代CPU具有极为强大的缓存(Cache)体系，程序必须尽量提高缓存命中率。指令区和数据区的分离有利于提高程序的局部性。现代CPU一般数据缓存和指令缓存分离，故程序的指令和数据分开存放有利于提高CPU缓存命中率。
• 当系统中运行多个该程序的副本时，其指令相同，故内存中只须保存一份该程序的指令部分。
• 临时数据及需要再次使用的代码在运行时放入栈区中，生命周期短。全局数据和静态数据可能在整个程序执行过程中都需要访问，因此单独存储管理。堆区由用户自由分配，以便管理。

页表

• 逻辑地址：是程序编译后，生成的目标模块进行编址时都是从0号开始编址，称之为目标模块的相对地址，即逻辑地址。
• 虚拟地址：计算机处理器的地址有32位和64位的两种，对应的虚拟地址的空间大小分别是\(2^{32}\)和\(2^{64}\)字节，也就是寻址空间的大小。
• 页面：分页存储管理器将进程的逻辑地址空间划分为若干页面，并且对其编号，号数从0开始，每个页面的大小应为2的幂。
• 物理块：将内存的物理地址空间划分为若干块，称为物理块，也叫页框号，物理块与页面一一对应。
• 页表：存储在内存中，通过页表建立页面与物理块的索引。
• 页表项：页表项就是页表中每一行，每一项都代表一个页表与物理块的映射关系。需要注意的是，页表项中并没有存储页号，只有20位的页框号，剩的12位是附加的控制位。在计算页表项地址时，要求页表连续并且足够长（2的20次方页，页表项长度4B，对应的是4MB）以映射全部物理地址空间，然后页号和页框号的对应关系就可以用如下公式体现出来：页表项(只含页框号）地址=页表起始地址＋页号×页表项长度，而无需多花20位再来存储页号。

写时复制原理

非写时复制fork一个子进程

• 首先需要复制父进程的栈、堆、BSS段、数据段和代码段，如下图：

• 可以看出，子进程需要先复制父进程的虚拟地址、物理地址等信息（除了共享的代码段），这相当于复制了一个完全相同的父进程。但是如果子进程接下来再执行exec函数时，那么就会替换子进程的地址空间，那么刚才的拷贝将完全没有意义，只是浪费了时间而已，所以就有了写时复制技术。

写时复制fork子进程

• 只需要复制父进程的虚拟地址空间如下图

• 可以看出来，使用写进复制时，子进程只需要拷贝父进程的虚拟地址、页表等数据就可以获得到父进程的所有数据了。如果数据都只是读取，那么可以一直使用这个模式，并不会有任何影响。如果需要对有修改操作，只需要重新申请一块内容，将新数据写入，并修改页表映射关系即可。
• redis的生成RDB时，主进程fork子进程就是使用这种方式。首先子进程先拷贝父进程的虚拟空间和页表等信息，然后共用父进程的物理地址，如果父进程（也就是redis的主进程）有更新操作，read-only内存页发生中断，将触发的异常的内存页复制一份，就需要重新申请内存，然后更新数据，再修改页表映射，这样能够降低CPU的负载，并且提高接口的响应速度，不会阻塞主进程。

vfork一个子进程

• 这种方式更加暴力，子进程直接将指针指向父进程的虚拟地址，连拷贝虚拟地址都省下了。

原文：https://www.cnblogs.com/dwtfukgv/p/15125933.html