linux 写时复制 COW 过程梳理
最后一次谈到缺页，是在一年多以前，http://blog.csdn.net/chenyu105/article/details/7061845
那时结个了草率的尾，定格在了handle_pte_fault，留下一句:I will be back 
为避免来回翻阅，将handle_mm_fault再次粘上：

int handle_mm_fault(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma,
		unsigned long address, unsigned int flags)
{
	pgd_t *pgd;
	pud_t *pud;
	pmd_t *pmd;
	pte_t *pte;
	if (unlikely(is_vm_hugetlb_page(vma)))
		return hugetlb_fault(mm, vma, address, flags);
	pgd = pgd_offset(mm, address);
	pud = pud_alloc(mm, pgd, address);
	pmd = pmd_alloc(mm, pud, address);
	pte = pte_alloc_map(mm, pmd, address);
	return handle_pte_fault(mm, vma, address, pte, pmd, flags);
}

这里介绍一下pmd_alloc(mm, pud, address)以及pte_alloc_map(mm, pmd, address)
执行pmd_alloc的流程：如果pmd表不存在，则调用__pmd_alloc创建此pmd表，
并将此pmd表的所有成员都指向invalid_pte_table，最后返回vaddr对应的pmd entry指针（指向一个pte表，当然可能是invalid）。
执行pte_alloc_map(mm, pmd, address)的流程：如果pte表是invalid，则分配一个pte表，并返回pte表中此

address对应的pte_t指针，其值is hoped to filled by page frame number, pfn， 

但很多时候，新分配出来的pte表是全0的一个page，因此他的成员pte entry也就是0了，即*(pte_t) = 0

可以看出，在走到handle_pte_fault时，页表已建好对应vaddr的从pgd->pmd->pud->pte的路径，并搜索出对
应的pte entry值。这个pte entry 的值，要么是0（未访问过时），要么是有效的页框号pfn。
接着将此pte指针传入handle_pte_fault函数，表示要对此页做进一步处理。

static inline int handle_pte_fault(struct mm_struct *mm,
		struct vm_area_struct *vma, unsigned long address,
		pte_t *pte, pmd_t *pmd, unsigned int flags)
{
	pte_t entry;


	entry = *pte;


	if (!pte_present(entry)) {
		if (pte_none(entry)) {
			if (vma->vm_ops) {
				if (likely(vma->vm_ops->fault))
					return do_linear_fault(mm, vma, address,
						pte, pmd, flags, entry);
			}
			return do_anonymous_page(mm, vma, address,
						 pte, pmd, flags);
		}
		if (pte_file(entry))
			return do_nonlinear_fault(mm, vma, address,
					pte, pmd, flags, entry);
		return do_swap_page(mm, vma, address,
					pte, pmd, flags, entry);
	}


	if (flags & FAULT_FLAG_WRITE) {
		if (!pte_write(entry))
			return do_wp_page(mm, vma, address,
					pte, pmd, ptl, entry);
		entry = pte_mkdirty(entry);
	}

	flush_tlb_page(vma, address);

}

如果pte entry的值是0，则pte_present(entry)返回0，表示此页框不在内存中。
页不在内存中，有两种情况，一种是因为还没有分配页框；另外一种是分配了页框，但是页面数据
被交换到磁盘上。第一种情况，即我们常说的请求调页，通常是由于第一次访问了mmap的地址引起。
有了上面的铺垫，我们来看看写时复制是个什么情况。
COW的原因有两种，一种是访问mmap(MAP_PRIVATE,PROT_READ,fd)空间，另外一种是访问fork出来的进程空间。


现在来看mmap(MAP_PRIVATE)的流程。
MAP_PRIVATE的意思是写时复制COW，man mmap里对此的解释是

The MAP_SHARED and MAP_PRIVATE options describe the disposition of write references to the 
underlying object. If MAP_SHARED is specified, write references will change the memory object. 
If MAP_PRIVATE is specified, the initial write reference will create a private copy of the 
memory object page and redirect the mapping to the copy. The private copy is not created until the first write; 
until then, other users who have the object mapped MAP_SHARED can change the object. Either 
MAP_SHARED or MAP_PRIVATE must be specified, but not both. 
The mapping type is retained across fork(2).

上面这段话最重要的一句，就是在第一次写空间的时候出发拷贝。
因此，隐含的两个要点就是，
1) 触发写时复制的时机是在缺页时，而不是mmap时
2) 缺页时如何区分写时复制引起的异常，答案是在缺页异常里，如果发现是写操作，并且对MAP_PRIVATE的
    vma执行的操作，那么就认为是一个写时复制引起的异常，需要进一步做拷贝。


在第一次访问MAP_PRIVATE出来的空间时，走请求调页，对于MAP_PRIVATE标志，文件映射和共享内存映射才有
效，而匿名映射无效，因此走do_linear_fault

static int do_linear_fault(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma,
		unsigned long address, pmd_t *pmd,
		pgoff_t pgoff, unsigned int flags, pte_t orig_pte)
{
	ret = vma->vm_ops->fault(vma, &vmf); //分配一个新页面


	/*
	 * 根据注释，满足下面1，2条件时，会进行cow
	 */
	if (flags & FAULT_FLAG_WRITE) {       //1.如果是写操作引起的异常
		if (!(vma->vm_flags & VM_SHARED)) {  //2. 此空间是MAP_PRIVATE标志
		page = alloc_page_vma(vma, add