下一个是一个非常常见的优化，许多操作系统都实现了它，同时它也是后面一个实验的内容。这就是copy-on-write fork，有时也称为COW fork。
当Shell处理指令时，它会通过fork创建一个子进程。fork会创建一个Shell进程的拷贝，所以这时我们有一个父进程（原来的Shell）和一个子进程。Shell的子进程执行的第一件事情就是调用exec运行一些其他程序，比如运行echo。现在的情况是，fork创建了Shell地址空间的一个完整的拷贝，而exec做的第一件事情就是丢弃这个地址空间，取而代之的是一个包含了echo的地址空间。这里看起来有点浪费。
所以，我们最开始有了一个父进程的虚拟地址空间，然后我们有了子进程的虚拟地址空间。在物理内存中，XV6中的Shell通常会有4个page，当调用fork时，基本上就是创建了4个新的page，并将父进程page的内容拷贝到4个新的子进程的page中。
但是之后，一旦调用了exec，我们又会释放这些page，并分配新的page来包含echo相关的内容。所以对于这个特定场景有一个非常有效的优化：当我们创建子进程时，与其创建，分配并拷贝内容到新的物理内存，其实我们可以直接共享父进程的物理内存page。所以这里，我们可以设置子进程的PTE指向父进程对应的物理内存page。
当然，再次要提及的是，我们这里需要非常小心。因为一旦子进程想要修改这些内存的内容，相应的更新应该对父进程不可见，因为我们希望在父进程和子进程之间有强隔离性，所以这里我们需要更加小心一些。为了确保进程间的隔离性，我们可以将这里的父进程和子进程的PTE的标志位都设置成只读的。
在某个时间点，当我们需要更改内存的内容时，我们会得到page fault。因为父进程和子进程都会继续运行，而父进程或者子进程都可能会执行store指令来更新一些全局变量，这时就会触发page fault，因为现在在向一个只读的PTE写数据。
在得到page fault之后，我们需要拷贝相应的物理page。假设现在是子进程在执行store指令，那么我们会分配一个新的物理内存page，然后将page fault相关的物理内存page拷贝到新分配的物理内存page中，并将新分配的物理内存page映射到子进程。这时，新分配的物理内存page只对子进程的地址空间可见，所以我们可以将相应的PTE设置成可读写，并且我们可以重新执行store指令。实际上，对于触发刚刚page fault的物理page，因为现在只对父进程可见，相应的PTE对于父进程也变成可读写的了。
所以现在，我们拷贝了一个page，将新的page映射到相应的用户地址空间，并重新执行用户指令。重新执行用户指令是指调用userret函数（注，详见6.8），也即是lec06中介绍的返回到用户空间的方法。
学生提问：我们如何发现父进程写了这部分内存地址？是与子进程相同的方法吗？
Frans教授：是的，因为子进程的地址空间来自于父进程的地址空间的拷贝。如果我们使用了特定的虚拟地址，因为地址空间是相同的，不论是父进程还是子进程，都会有相同的处理方式。
学生提问：对于一些没有父进程的进程，比如系统启动的第一个进程，它会对于自己的PTE设置成只读的吗？还是设置成可读写的，然后在fork的时候再修改成只读的？
Frans教授：这取决于你。实际上在lazy lab之后，会有一个copy-on-write lab。在这个lab中，你自己可以选择实现方式。当然最简单的方式就是将PTE设置成只读的，当你要写这些page时，你会得到一个page fault，之后你可以再按照上面的流程进行处理。
学生提问：因为我们经常会拷贝用户进程对应的page，内存硬件有没有实现特定的指令来完成拷贝，因为通常来说内存会有一些读写指令，但是因为我们现在有了从page a拷贝到page b的需求，会有相应的拷贝指令吗？
Frans教授：x86有硬件指令可以用来拷贝一段内存。但是RISC-V并没有这样的指令。当然在一个高性能的实现中，所有这些读写操作都会流水线化，并且按照内存的带宽速度来运行。
在我们这个例子中，我们只需要拷贝1个page，对于一个未修改的XV6系统，我们需要拷贝4个page。所以这里的方法明显更好，因为内存消耗的更少，并且性能会更高，fork会执行的更快。
学生提问：当发生page fault时，我们其实是在向一个只读的地址执行写操作。内核如何能分辨现在是一个copy-on-write fork的场景，而不是应用程序在向一个正常的只读地址写数据。是不是说默认情况下，用户程序的PTE都是可读写的，除非在copy-on-write fork的场景下才可能出现只读的PTE？
Frans教授：内核必须要能够识别这是一个copy-on-write场景。几乎所有的page table硬件都支持了这一点。我们之前并没有提到相关的内容，下图是一个常见的多级page table。对于PTE的标志位，我之前介绍过第0bit到第7bit，但是没有介绍最后两位RSW。这两位保留给supervisor software使用，supervisor softeware指的就是内核。内核可以随意使用这两个bit位。所以可以做的一件事情就是，将bit8标识为当前是一个copy-on-write page。
当内核在管理这些page table时，对于copy-on-write相关的page，内核可以设置相应的bit位，这样当发生page fault时，我们可以发现如果copy-on-write bit位设置了，我们就可以执行相应的操作了。否则的话，比如说lazy allocation，我们就做一些其他的处理操作。
在copy-on-write lab中，你们会使用RSW在PTE中设置一个copy-on-write标志位。
在copy-on-write lab中，还有个细节需要注意。目前在XV6中，除了trampoline page外，一个物理内存page只属于一个用户进程。trampoline page永远也不会释放，所以也不是什么大问题。但是对于这里的物理内存page，现在有多个用户进程或者说多个地址空间都指向了相同的物理内存page，举个例子，当父进程退出时我们需要更加的小心，因为我们要判断是否能立即释放相应的物理page。如果有子进程还在使用这些物理page，而内核又释放了这些物理page，我们将会出问题。那么现在释放内存page的依据是什么呢？
我们需要对于每一个物理内存page的引用进行计数，当我们释放虚拟page时，我们将物理内存page的引用数减1，如果引用数等于0，那么我们就能释放物理内存page。所以在copy-on-write lab中，你们需要引入一些额外的数据结构或者元数据信息来完成引用计数。
学生提问：我们应该在哪存储这些引用计数呢？因为如果我们需要对每个物理内存page的引用计数的话，这些计数可能会有很多。
Frans教授：对于每个物理内存page，我们都需要做引用计数，也就是说对于每4096个字节，我们都需要维护一个引用计数（似乎并没有回答问题）。
学生提问：我们可以将引用计数存在RSW对应的2个bit中吗？并且限制不超过4个引用。
Frans教授：讲道理，如果引用超过了4次，那么将会是一个问题。因为一个内存引用超过了4次，你将不能再使用这里的优化了。但是这里的实现方式是自由的。
学生提问：真的有必要额外增加一位来表示当前的page是copy-on-write吗？因为内核可以维护有关进程的一些信息...
Frans教授：是的，你可以在管理用户地址空间时维护一些其他的元数据信息，这样你就知道这部分虚拟内存地址如果发生了page fault，那么必然是copy-on-write场景。实际上，在后面的一个实验中，你们需要出于相同的原因扩展XV6管理的元数据。在你们完成这些实验时，具体的实现是很自由的。