Операционная система UNIX

Атрибут	Наследование потомком (fork(2))	Сохранение при запуске программы (exec(2))
Сегмент кода (text)	Да, разделяемый	Нет
Сегмент данных (data)	Да, копируется при записи (copy-on-write)	Нет
Окружение	Да	Возможно
Аргументы	Да	Возможно
Идентификатор пользователя UID	Да	Да
Идентификатор группы GID	Да	Да
Эффективный идентификатор пользователя EUID	Да	Да (Нет, при вызове setuid(2))
Эффективный идентификатор группы EGID	Да	Да (Нет, при вызове setgid(2))
ID процесса (PID)	Нет	Да
ID группы процессов	Да	Да
ID родительского процесса (PPID)	Нет	Да
Приоритет nice number	Да	Да
Права доступа к создаваемому файлу	Да	Да
Ограничение на размер файла	Да	Да
Сигналы, обрабатываемые по умолчанию	Да	Да
Игнорируемые сигналы	Да	Да
Перехватываемые сигналы	Да	Нет
Файловые дескрипторы	Да	Да, если для файлового дескриптора не установлен флаг FD_CLOEXEC (например, с помощью fcntl(2))
Файловые указатели	Да, разделяемые	Да, если для файлового дескриптора не установлен флаг FD_CLOEXEC (например, с помощью fcntl(2))

В общем случае вызов fork(2) выполняет следующие действия:

□ Резервирует место в области свопинга для сегмента данных и стека процесса.

□ Размещает новую запись proc в таблице процессов и присваивает процессу уникальный идентификатор PID.

□ Инициализирует структуру proc (поля структуры proc подробно рассматривались в разделе "Структуры данных процесса").

□ Размещает карты отображения, необходимые для трансляции адреса.

□ Размещает u-area процесса и копирует ее содержимое с родительского.

□ Создает соответствующие области процесса, часть из которых совпадает с родительскими.

□ Инициализирует аппаратный контекст процесса, копируя его с родительского.

□ Устанавливает в ноль возвращаемое дочернему процессу вызовом fork(2) значение.

□ Устанавливает возвращаемое родительскому процессу вызовом fork(2) значение равным PID потомка.

□ Помечает процесс готовым к запуску и помещает его в очередь на выполнение.

Системный вызов fork(2) в итоге создает для дочернего процесса отдельную копию адресного пространства родителя. Во многих случаях, вскоре после этого, дочерний процесс делает системный вызов exec(2) для запуска новой программы, при этом существующее адресное пространство уничтожается и создается новое. Таким образом создание фактической копии адресного пространства процесса, т.е. выделение оперативной памяти и создание соответствующих карт отображения, является неоправданным.

Для решения данной проблемы используются два подхода. Первый из них, предложенный в UNIX System V, называется "копирование при записи" (copy-on-write или COW). Суть этого подхода заключается в том, что сегменты данных и стека родительского процесса помечаются доступными только для чтения, а дочерний процесс, хотя и получает собственные карты отображения, разделяет эти сегменты с родительским. Другими словами, сразу после создания процесса и родитель и потомок адресуют одни и те же страницы физической памяти. Если какой-либо из двух процессов попытается модифицировать данные или стек, возникнет страничная ошибка, поскольку страница открыта только для чтения, а не для записи. При этом будет запущен обработчик ошибки ядра, который создаст для процесса копию этой страницы, доступную для записи. Таким образом, фактическому копированию подлежат только модифицируемые страницы, а не все адресное пространство процесса. Если дочерний процесс делает системный вызов exec(2) или вообще завершает свое выполнение, права доступа к страницам родителя, имеющим флаг COW, возвращаются к их прежним значениям (т.е. до создания дочернего процесса), а флаг COW очищается.