根据维基百科（这可能是错误的）
当发出 fork() 系统调用时，会创建与父进程对应的所有页面的副本，并由操作系统为子进程加载到单独的内存位置。但这在某些情况下是不需要的。考虑以下情况：子进程执行“
exec”系统调用（用于从 C 程序中执行任何可执行文件）或在fork(). 当子进程只需要为父进程执行命令时，不需要复制父进程的页面，因为exec用要执行的命令替换调用它的进程的地址空间。在这种情况下，会使用一种称为写时复制 (COW) 的技术。使用这种技术，当发生 fork 时，不会为子进程复制父进程的页面。相反，页面在子进程和父进程之间共享。每当进程（父进程或子进程）修改页面时，都会为执行修改的进程（父进程或子进程）单独制作该特定页面的副本。然后，此过程将使用新复制的页面，而不是在所有未来引用中共享的页面。另一个进程（没有修改共享页面的进程）继续使用页面的原始副本（现在不再共享）。这种技术称为写时复制，因为当某个进程写入页面时，页面会被复制。
似乎当其中一个进程尝试写入页面时，页面的新副本会被分配并分配给生成页面错误的进程。之后原始页面被标记为可写。
我的问题是：如果fork()在任何进程尝试写入共享页面之前多次调用会发生什么？
jll*_*gre 25
没有什么特别的事情发生。所有进程都共享同一组页面，并且每个进程在想要修改页面时都有自己的私有副本。
小智 6
fork() 的行为取决于 *nix 系统是否有 MMU。在非 MMU 系统（如早期的 PDP-11）上，fork() 系统调用复制了每个孩子的所有父级内存。在基于 MMU 的 *nix 系统上，内核将所有非堆栈页面标记为 R/O，并在父子进程之间共享它们。然后，当任一进程写入任何页面时，MMU 会捕获该尝试，然后内核分配一个可写页面并更新 MMU 页表以指向现在可写的页面。这种写时复制行为提供了加速，因为最初只需要为每个子进程分配和克隆一个私有堆栈。
如果您在每次 fork() 调用之间执行一些父代码，那么生成的子进程将因父进程更改的页面而异。另一方面，如果父进程简单地发出多个 fork() 调用，例如在一个循环中，那么子进程将几乎相同。如果使用局部循环变量，那么在每个子堆栈中将有所不同。