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fork的整体流程

1. 当用户空间的代码调用fork的时候，产生0x80号中断。(此时用户空间的程序阻塞，保存用户空间的上下文信息，进入内核程序)
2. system_call处理0x80号中断程序，获取用户空间通过寄存器带来的系统调用号
3. 内核程序通过系统调用号，调用对应的系统调用函数sys_fork()
4. sys_fork()底层通过do_fork()实现，调用内核代码do_fork()
5. 首先do_fork()向系统申请一个pid，标识新产生的子进程
   （pid 的最大值32768 开始申请时在当前进程的最大的pid的基础上加一，
   当超过最大值的时候，从开始设置的起始位置找第一个可以使用的pid）
6. 分配进程的pcb块
   slab 分配器会为内核中经常用到的一些数据结构构造专用的高速缓存区，使得提高内存的分配效率
   alloc_task_struct(); 宏可以申请一个pcb块大小的内存块
7. 分配内核栈 thread_info
   在task_struct结构体中，有一个指针指向一块内核栈的空间，这块空间中存储着内核进程的调用信息
8. 复制父进程的pcb块与内核栈的信息
   *ti = *orig->thread_info; //将父进程的进程的描述信息复制到新申请的thread_info结构体中
   *tsk = *orig; //父进程的pcb块复制到新申请的task_struct结构体中，该复制属于浅拷贝，所以要有前一句的复制过程
   tsk->thread_info = ti; //新申请的pcb块中的thread_info 指向新申请的内核栈
   ti->task = tsk; //新申请的内核栈中的task指针指向新申请的pcb块
9. 保存新进程的pid
   在 task_struct 中的pid的值设置为刚刚申请的pid的值
10. 复制父进程的各种信息

/**		 * copy_semundo，copy_files，copy_fs，copy_sighand，copy_signal		 * copy_mm，copy_keys，copy_namespace创建新的数据结构，并把父进程相应数据结构的值复制到新数据结构中。		 * 除非clone_flags参数指出它们有不同的值。		 */		if ((retval = copy_semundo(clone_flags, p)))			goto bad_fork_cleanup_audit;		//文件描述符		if ((retval = copy_files(clone_flags, p)))			goto bad_fork_cleanup_semundo;		//文件系统		if ((retval = copy_fs(clone_flags, p)))			goto bad_fork_cleanup_files;		if ((retval = copy_sighand(clone_flags, p)))			goto bad_fork_cleanup_fs;		if ((retval = copy_signal(clone_flags, p)))			goto bad_fork_cleanup_sighand;		//复制进程的地址空间		if ((retval = copy_mm(clone_flags, p)))			goto bad_fork_cleanup_signal;		if ((retval = copy_keys(clone_flags, p)))			goto bad_fork_cleanup_mm;		if ((retval = copy_namespace(clone_flags, p)))			goto bad_fork_cleanup_keys;

12. 在复制进程的地址空间中 (mm_struct结构体保存进程的地址空间)
    如果是产生一个线程，子线程与父线程共用一个地址空间，这里只要子进程的mm_struct 指针指向父进程的mm_struct 结构体即可。
    如果产生一个进程，需要新申请一块mm_struct 大小的空间，然后拷贝父进程的mm_struct，这里还不能一成不变的全部复制，因为父进程的逻辑页面可能已经在物理页面上有映射，所以要将这部分的内容改为未映射部分
    dump_mm(mm, oldmm)函数可以修改这部分的内容；
13. 拷贝线程的执行信息 struct pt_regs * childregs; //保存用户态进程的上下文的信息

    childregs = ((struct pt_regs *) (THREAD_SIZE + (unsigned long) p->thread_info)) - 1;	//复制父进程的用户态程序的上下文信息	*childregs = *regs;	//设置子进程地eax地值为0，这个是子进程的返回值	childregs->eax = 0;	//存放父进程用户态进程栈地起始位置	//这样子进程返回的时候，可以顺着父进程的执行位置开始往下执行	childregs->esp = esp;	/*	从esp->esp0的保存用户态的进程的上下文信息	*/	//设置子进程的esp	p->thread.esp = (unsigned long) childregs;	//子进程内核栈的起始位置	p->thread.esp0 = (unsigned long) (childregs+1);	//获取父进程的用户栈的偏移地址(eip)的值	p->thread.eip = (unsigned long) ret_from_fork;

从父进程中分出一半的时间片给子进程，然后将父进程与子进程的状态置为就绪态

mm_struct 结构体

struct mm_struct {
   //mmap指向虚拟区间链表    struct vm_area_struct * mmap;       /* list of VMAs *///指向红黑树    struct rb_root mm_rb;//指向最近的虚拟空间    struct vm_area_struct * mmap_cache; /* last find_vma result *///    unsigned long (*get_unmapped_area) (struct file *filp,                unsigned long addr, unsigned long len,                unsigned long pgoff, unsigned long flags);    void (*unmap_area) (struct mm_struct *mm, unsigned long addr);    unsigned long mmap_base;        /* base of mmap area */    unsigned long task_size;        /* size of task vm space */    unsigned long cached_hole_size;     /* if non-zero, the largest hole below free_area_cache */    unsigned long free_area_cache;      /* first hole of size cached_hole_size or larger *///指向进程的页目录    pgd_t * pgd;//空间中有多少用户    atomic_t mm_users;          /* How many users with user space? *///引用计数；描述有多少指针指向当前的mm_struct    atomic_t mm_count;          /* How many references to "struct mm_struct" (users count as 1) *///虚拟区间的个数    int map_count;              /* number of VMAs */    struct rw_semaphore mmap_sem;//保护任务页表    spinlock_t page_table_lock;     /* Protects page tables and some counters *///所有mm的链表    struct list_head mmlist;        /* List of maybe swapped mm's.  These are globally strung                         * together off init_mm.mmlist, and are protected                         * by mmlist_lock                         */    /* Special counters, in some configurations protected by the     * page_table_lock, in other configurations by being atomic.     */    mm_counter_t _file_rss;    mm_counter_t _anon_rss;    unsigned long hiwater_rss;  /* High-watermark of RSS usage */    unsigned long hiwater_vm;   /* High-water virtual memory usage */    unsigned long total_vm, locked_vm, shared_vm, exec_vm;    unsigned long stack_vm, reserved_vm, def_flags, nr_ptes;//start_code:代码段的起始地址//end_code:代码段的结束地址//start_data:数据段起始地址//end_data:数据段结束地址    unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;//start_brk:堆的起始地址//brk:堆的结束地址//start_stack:栈的起始地址    unsigned long start_brk, brk, start_stack;//arg_start,arg_end:参数段的起始和结束地址//env_start,env_end:环境段的起始和结束地址    unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;    unsigned long saved_auxv[AT_VECTOR_SIZE]; /* for /proc/PID/auxv */    struct linux_binfmt *binfmt;    cpumask_t cpu_vm_mask;    /* Architecture-specific MM context */    mm_context_t context;    /* Swap token stuff */    /*     * Last value of global fault stamp as seen by this process.     * In other words, this value gives an indication of how long     * it has been since this task got the token.     * Look at mm/thrash.c     */    unsigned int faultstamp;    unsigned int token_priority;    unsigned int last_interval;    unsigned long flags; /* Must use atomic bitops to access the bits */    struct core_state *core_state; /* coredumping support */#ifdef CONFIG_AIO    spinlock_t      ioctx_lock;    struct hlist_head   ioctx_list;#endif#ifdef CONFIG_MM_OWNER    /*     * "owner" points to a task that is regarded as the canonical     * user/owner of this mm. All of the following must be true in     * order for it to be changed:     *     * current == mm->owner     * current->mm != mm     * new_owner->mm == mm     * new_owner->alloc_lock is held     */    struct task_struct *owner;#endif#ifdef CONFIG_PROC_FS    /* store ref to file /proc/
   
    /exe symlink points to */    struct file *exe_file;    unsigned long num_exe_file_vmas;#endif#ifdef CONFIG_MMU_NOTIFIER    struct mmu_notifier_mm *mmu_notifier_mm;#endif};
   

每个进程并不是全部使用了4G的虚拟地址空间，可能仅仅使用了其中的很小的一部分，这时候，进程没有必要将所有的虚拟地址空间的地址都保存，只需要保存其中一部分即可。

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