根据维基百科（这可能是错误的）
当发出fork（）系统调用时，会创build与父进程对应的所有页面的副本，并由subprocess的OS将其加载到单独的内存位置。 但是这在某些情况下是不需要的。 考虑一下当一个孩子执行一个“exec”系统调用（用于执行C程序中的任何可执行文件）或在fork（）之后很快退出的情况。 当需要subprocess来执行父进程的命令时，不需要复制父进程的页面，因为exec用要执行的命令replace调用它的进程的地址空间。
在这种情况下，使用了写入时复制（COW）技术。 使用这种技术，当发生分支时，父进程的页面不会被复制到subprocess。 相反，页面在subprocess和父进程之间共享。 每当一个进程（父或子）修改一个页面时，该特定页面的一个单独的副本就是针对执行修改的那个进程（父或子）进行的。 这个过程将使用新复制的页面，而不是在将来的所有引用中共享的页面。 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（copy-on-write），因为当某个进程写入时，页面被复制。
看来，当任何一个进程试图写入页面。 页面的新副本被分配并分配给产生页面错误的进程。 之后原始页面被标记为可写。
我的问题是：如果在任何进程尝试写入共享页之前多次调用fork，会发生什么？
如果fork从原始父进程中被多次调用，那么每个子进程和父进程都将其页面标记为只读。 当子进程尝试写入数据时，父进程中的页面将被复制到其地址空间，并且复制的页面在子进程中被标记为可写，但不在父进程中。
如果从子进程调用fork并且正在尝试写入，则将原始父进程的页面复制到第一个子进程，然后复制到宏进程，并将所有进程标记为可写。
如果原始页面属于单个进程，则其只能标记为可写，如果有多个分支，则可能不是这种情况。 新页面始终标记为可写，因为它只属于试图写入它的进程。