我对 copy-on-write 的理解是＆＃34;每个人都有相同数据的单一共享副本，直到它被写入，然后制作副本＆＃34 34。
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操作系统可以设置任何＆＃34;复制写入＆＃34;它希望的政策，但一般来说，它们都做同样的事情（即最有意义的事情）。
对于类似POSIX的系统（linux，BSD，OSX）来说，有四个区域（你称之为段）：data（int x = 1;去哪里），{{ 1}}（其中bss去），int y（这是堆/ malloc）和sbrk
当stack完成后，操作系统会为共享父项所有页面的子项设置新的页面映射。然后，在父和子页面的页面映射中，所有页面都标记为只读。
每个页面映射还有一个引用计数，指示共享页面的进程数。在fork之前，refcount将为1，之后将为2。
现在，当 进程尝试写入R / O页面时，它将出现页面错误。操作系统将看到这是为了＃34;复制写入＆＃34;，将为进程创建一个私有页面，从共享中复制数据，将页面标记为可写入该进程并恢复它。
它还会减少引用计数。如果refcount现在[再次] 1，操作系统会将其他进程中的页面标记为可写和非共享[这消除了另一个进程中的第二页错误 - 加速只是因为在这一点上，操作系统知道另一个进程应该可以自由地再次写入。这种加速可能取决于操作系统。
实际上，fork部分甚至可以获得更多特殊待遇。在它的初始页面映射中，所有页面都映射到包含全零的单个页面（也就是＆＃34;零页面＆＃34;）。映射标记为R / O.因此，bss区域的大小可能是千兆字节，它只占用一个物理页面。这个单一的，特殊的零页面在所有进程的所有 bss部分之间共享，无论他们是否与任何关系另一个。
因此，一个进程可以从该区域的任何页面读取并获得它所期望的：零。只有当进程尝试写入这样的页面时，写入机制上的相同副本才会启动，进程获取私有页面，映射被调整，进程恢复。现在可以随意写入页面了。
操作系统再一次可以选择其策略。例如，在fork之后，共享大多数堆栈页面可能更有效，但是从＆＃34; current＆＃34;的私有副本开始。页面，由堆栈指针寄存器的值决定。
当[在孩子身上]完成bss系统调用时，内核必须撤消在exec [降低refcounts]期间完成的大部分映射，释放子映射等，并恢复父母的原始页面保护（即它将不再共享其页面，除非它做另一个fork）
虽然不是原始问题的一部分，但可能会引起相关活动，例如按需加载 [页面]和按需链接 [在fork系统调用之后的符号]。
当进程执行exec时，内核执行上面的清理，并读取可执行文件的一小部分以确定其对象格式。主导格式是ELF，但可以使用内核理解的任何格式（例如OSX可以使用ELF [IIRC]，但它也有其他格式。）
对于ELF，可执行文件有一个特殊的部分，它提供了一个完整的FS路径，称为＆＃34; ELF解释器＆＃34;，它是一个共享库，通常是{{1} }。
内核使用exec的内部形式，将其映射到应用程序空间，并为可执行文件本身设置映射。大多数东西被标记为R / O页和＆＃34;不存在＆＃34;。
在我们走得更远之前，我们需要谈谈＆＃34;支持商店＆＃34;对于一个页面。也就是说，如果发生页面错误，我们需要从磁盘加载页面，它来自哪里。对于heap / malloc，这通常是交换磁盘[aka paging disk]。
在linux下，它通常是类型＆＃34; linux swap＆＃34;的分区。系统安装时添加的。当一个页面被写入必须刷新到磁盘以释放一些物理内存时，它就会被写入。请注意，第一部分中的页面共享算法仍然适用。
无论如何，当可执行文件首次映射到内存中时，其后备存储是文件系统中的可执行文件。
因此，内核将应用程序的程序计数器设置为指向ELF解释器的起始位置，并将控制转移给它。
ELF口译员开展业务。每次它试图执行自己的一部分[a＆＃34; code＆＃34; 映射但未加载，发生页面错误以及从后备存储页面加载的负载（例如ELF解释器文件）并更改了映射到R / O但存在。
对于ELF解释器，共享库和可执行文件本身会发生这种情况。
ELF解释器现在将使用/lib64/ld.linux.so将mmap映射到应用空间[再次，根据需求加载]。如果ELF解释器必须修改代码页以重新定位符号[或尝试写入任何具有该文件作为后备存储的文件，如mmap页面]，则会发生保护错误，内核会更改后备将页面从磁盘文件存储到交换磁盘上的页面，调整保护并恢复应用程序。
内核还必须处理ELF解释器（例如）试图写入[说]从未加载的libc页面的情况（即必须首先加载它然后更改支持存储到交换磁盘）
ELF解释器然后使用data的部分来帮助它完成初始链接活动。它重新安置了允许它完成工作所需的最低限度。
但是，ELF解释器不重新定位大多数其他共享库的所有符号附近的任何位置。它将查看可执行文件，并再次使用data为可执行文件所需的共享库创建映射（即您在执行时所看到的内容{{ 1}}）。
这些对共享库和可执行文件的映射可以被认为是＆＃34;段＆＃34;。
有一个符号跳转表，指向每个共享库中的解释器。但是，ELF解释器只做了很小的改动。
[注意：这是一个松散的解释]只有当应用程序试图调用给定函数的跳转条目时[这就是GOT等。人。您可能已经看过的东西]重新安置发生了。跳转条目将控制转移到解释器，解释器定位符号的真实地址并调整GOT，使其现在直接指向符号的最终地址并重做呼叫，现在将调用真正的功能。在随后调用相同的给定函数时，它现在是直接的。
这称为＆＃34;按需链接＆＃34;。
所有这些libc活动的副产品是经典的mmap系统调用几乎没用。它很快就会与其中一个共享库内存映射冲突。
所以，现代ldd executable并没有使用它。当mmap需要来自操作系统的更多内存时，它会从匿名sbrk请求更多内存，并跟踪哪些分配属于哪个libc映射。 （即如果释放了足够的内存以构成整个映射，malloc可以执行mmap。
因此，总而言之，我们已经＆＃34;复制写入＆＃34;，＆＃34;按需加载＆＃34;和＆＃34;按需链接＆＃34;一切都在同一时间进行。这似乎很复杂，但让mmap和free快速，顺利地进行。这增加了一些复杂性，但只有在需要时才会产生额外的开销（＆＃34;按需提供＆＃34;）。
因此，在程序开始启动时，开销活动会在程序的生命周期内根据需要分散，而不是大量的延迟/延迟。
答案 1 :(得分：1)
为了更好地理解，您应该从词汇表中删除术语 segment 。大多数系统在页面上工作;不是段。在64位英特尔领域终于消失了。
您应该问，＆＃34;写入时副本会影响哪些页面。＆＃34;
当一个进程写入时，这将是可由多个进程写入和共享的页面。
这可能发生在分叉后。实现分叉的一种方法是创建父进程的地址空间的完整副本。然而，这可能需要付出很多努力，特别是因为大部分时间都是在叉子之后对孩子做一个执行。
另一种方法是让父母和孩子共享相同的记忆。这适用于只读内存，但如果多个进程可以写入同一内存，则会出现明显的问题。
这可以通过让进程对读/写内存充电直到进程写入它来解决。在这种情况下，该页面被写入过程取消共享，操作系统会分配一个新的页面框架，将其映射到地址空间，将原始数据复制到该页面，然后允许写入过程继续。