书接上回，上回书咱们说到，fork 函数为新的进程（进程 1）申请了槽位，并把全部 task_struct 结构的值都从进程零复制了过来。
之后，覆盖了新进程自己的基本信息，包括元信息和 tss 里的寄存器信息。
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| int copy_process(int nr, ...) {
...
p->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
p->pid = last_pid;
p->counter = p->priority;
..
p->tss.edx = edx;
p->tss.ebx = ebx;
p->tss.esp = esp;
...
}
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这可以说将 fork 函数的一半都讲完了，那我们今天展开讲讲另一半，也就是 copy_mem 函数。
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| int copy_process(int nr, ...) {
...
copy_mem(nr,p);
...
}
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这将会决定进程之间的内存规划问题，十分精彩，我们开始吧。
整个函数不长，我们还是试着先直译一下。
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| int copy_mem(int nr,struct task_struct * p) {
// 局部描述符表 LDT 赋值
unsigned long old_data_base,new_data_base,data_limit;
unsigned long old_code_base,new_code_base,code_limit;
code_limit = get_limit(0x0f);
data_limit = get_limit(0x17);
new_code_base = nr * 0x4000000;
new_data_base = nr * 0x4000000;
set_base(p->ldt[1],new_code_base);
set_base(p->ldt[2],new_data_base);
// 拷贝页表
old_code_base = get_base(current->ldt[1]);
old_data_base = get_base(current->ldt[2]);
copy_page_tables(old_data_base,new_data_base,data_limit);
return 0;
}
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看，其实就是新进程 LDT 表项的赋值，以及页表的拷贝。
那我们先看 LDT 表项的赋值，要说明白这个赋值的意义，得先回忆一下我们在 第九回 | Intel 内存管理两板斧：分段与分页 刚设置完页表时说过的问题。
程序员给出的逻辑地址最终转化为物理地址要经过这几步骤。
而我们已经开启了分页，那么分页机制的具体转化是这样的。
因为有了页表的存在，所以多了线性地址空间的概念，即经过分段机制转化后，分页机制转化前的地址。
不考虑段限长的话，32 位的 CPU 线性地址空间应为 4G。现在只有四个页目录表，也就是将前 16M 的线性地址空间，与 16M 的物理地址空间一一对应起来了。
把这个图和全局描述符表 GDT 联系起来，这个线性地址空间，就是经过分段机制（段可能是 GDT 也可能是 LDT）后的地址，是这样对应的。
我们给进程 0 准备的 LDT 的代码段和数据段，段基址都是 0，段限长是 640K。给进程 1，也就是我们现在正在 fork 的这个进程，其代码段和数据段还没有设置。
所以第一步，局部描述符表 LDT 的赋值，就是给上图中那两个还未设置的代码段和数据段赋值。
其中段限长，就是取自进程 0 设置好的段限长，也就是 640K。
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| int copy_mem(int nr,struct task_struct * p) {
...
code_limit = get_limit(0x0f);
data_limit = get_limit(0x17);
...
}
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而段基址有点意思，是取决于当前是几号进程，也就是 nr 的值。
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| int copy_mem(int nr,struct task_struct * p) {
...
new_code_base = nr * 0x4000000;
new_data_base = nr * 0x4000000;
...
}
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这里的 0x4000000 等于 64M。
也就是说，今后每个进程通过段基址的手段，分别在线性地址空间中占用 64M 的空间（暂不考虑段限长），且紧挨着。
接着就把 LDT 设置进了 LDT 表里。
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| int copy_mem(int nr,struct task_struct * p) {
...
set_base(p->ldt[1],new_code_base);
set_base(p->ldt[2],new_data_base);
...
}
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最终效果如图。
经过以上的步骤，就通过分段的方式，将进程映射到了相互隔离的线性地址空间里，这就是段式管理。
当然，Linux 0.11 不但是分段管理，也开启了分页管理，最终形成段页式的管理方式。这就涉及到下面要说的，页表的复制。
页表的复制
OK，上面刚刚讲完段表的赋值，接下来就是页表的复制了，这也是 copy_mem 函数里的最后一行代码。
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| int copy_mem(int nr,struct task_struct * p) {
...
// old=0, new=64M, limit=640K
copy_page_tables(old_data_base,new_data_base,data_limit)
}
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原来进程 0 有一个页目录表和四个页表，将线性地址空间的 0-16M 原封不动映射到了物理地址空间的 0-16M。
那么新诞生的这个进程 2，也需要一套映射关系的页表，那我们看看这些页表是怎么建立的。
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| /*
* Well, here is one of the most complicated functions in mm. It
* copies a range of linerar addresses by copying only the pages.
* Let's hope this is bug-free, 'cause this one I don't want to debug :-)
*/
int copy_page_tables(unsigned long from,unsigned long to,long size){
unsigned long * from_page_table;
unsigned long * to_page_table;
unsigned long this_page;
unsigned long * from_dir, * to_dir;
unsigned long nr;
from_dir = (unsigned long *) ((from>>20) & 0xffc);
to_dir = (unsigned long *) ((to>>20) & 0xffc);
size = ((unsigned) (size+0x3fffff)) >> 22;
for( ; size-->0 ; from_dir++,to_dir++) {
if (!(1 & *from_dir))
continue;
from_page_table = (unsigned long *) (0xfffff000 & *from_dir);
to_page_table = (unsigned long *) get_free_page()
*to_dir = ((unsigned long) to_page_table) | 7;
nr = (from==0)?0xA0:1024;
for ( ; nr-- > 0 ; from_page_table++,to_page_table++) {
this_page = *from_page_table;
if (!(1 & this_page))
continue;
this_page &= ~2;
*to_page_table = this_page;
if (this_page > LOW_MEM) {
*from_page_table = this_page;
this_page -= LOW_MEM;
this_page >>= 12;
mem_map[this_page]++;
}
}
}
invalidate();
return 0;
}
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先不讲这个函数，我们先看看注释。
注释是 Linus 自己写的，他说：
"这部分是内存管理中最复杂的代码，希望这段代码没有错误（bug-free），因为我实在不想调试它！"
可见这是一套让 Linus 都觉得烧脑的逻辑。
虽说代码实现很复杂，但要完成的事情确实非常简单！我想我们要是产品经理，一定会和 Linus 说这么简单的功能有啥难实现的？哈哈。
回归正题，这个函数要完成什么事情呢？
你想，现在进程 0 的线性地址空间是 0 - 64M，进程 1 的线性地址空间是 64M - 128M。我们现在要造一个进程 1 的页表，使得进程 1 和进程 0 最终被映射到的物理空间都是 0 - 64M，这样进程 1 才能顺利运行起来，不然就乱套了。
总之，最终的效果就是：
假设现在正在运行进程 0，代码中给出一个虚拟地址 0x03，由于进程 0 的 LDT 中代码段基址是 0，所以线性地址也是 0x03，最终由进程 0 页表映射到物理地址 0x03 处。
假设现在正在运行进程 1，代码中给出一个虚拟地址 0x03，由于进程 1 的 LDT 中代码段基址是 64M，所以线性地址是 64M + 3，最终由进程 1 页表映射到物理地址也同样是 0x03 处。
即，进程 0 和进程 1 目前共同映射物理内存的前 640K 的空间。
至于如何将不同地址通过不同页表映射到相同物理地址空间，很简单，举个刚刚的例子。
刚刚的进程 1 的线性地址 64M + 0x03 用二进制表示是：
0000010000_0000000000_000000000011
刚刚的进程 0 的线性地址 0x03 用二进制表示是：
0000000000_0000000000_000000000011
根据分页机制的转化规则，前 10 位表示页目录项，中间 10 位表示页表项，后 12 位表页内偏移。
进程 1 要找的是页目录项 16 中的第 0 号页表
进程 0 要找的是页目录项 0 中的第 0 号页表
那只要让这俩最终找到的两个页表里的数据一模一样即可。
我居然会认为权威书籍写错了...
由于理解起来非常简单，但代码中的计算就非常绕，所以我们就不细致分析代码了，只要理解其最终的作用就好。
OK，本章的内容就讲完了，再稍稍展开一个未来要说的东西。还记得页表的结构吧？
其中 RW 位表示读写状态，0 表示只读（或可执行），1表示可读写（或可执行）。当然，在内核态也就是 0 特权级时，这个标志位是没用的。
那我们看下面的代码。
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| int copy_page_tables(unsigned long from,unsigned long to,long size) {
...
for( ; size-->0 ; from_dir++,to_dir++) {
...
for ( ; nr-- > 0 ; from_page_table++,to_page_table++) {
...
this_page &= ~2;
...
if (this_page > LOW_MEM) {
*from_page_table = this_page;
...
}
}
}
...
}
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~2 表示取反，2 用二进制表示是 10，取反就是 01，其目的是把 this_page 也就是当前的页表的 RW 位置零，也就是是把该页变成只读。
而 *from_page_table = this_page 表示又把源页表也变成只读。
也就是说，经过 fork 创建出的新进程，其页表项都是只读的，而且导致源进程的页表项也变成了只读。
这个就是写时复制的基础，新老进程一开始共享同一个物理内存空间，如果只有读，那就相安无事，但如果任何一方有写操作，由于页面是只读的，将触发缺页中断，然后就会分配一块新的物理内存给产生写操作的那个进程，此时这一块内存就不再共享了。
这是后话了，这里先埋个伏笔。
好了，至此 fork 中的 copy_process 函数就全部被我们读完了，总共做了三件事，把整个进程的数据结构个性化地从进程 0 复制给了进程 1。
第一，原封不动复制了一下 task_struct。
第二，LDT 的复制和改造，使得进程 0 和进程 1 分别映射到了不同的线性地址空间。
第三，页表的复制，使得进程 0 和进程 1 又从不同的线性地址空间，被映射到了相同的物理地址空间。
最后，将新老进程的页表都变成只读状态，为后面写时复制的缺页中断做准备。