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。但在某些情况下不需要这样做。考虑当子进程执行“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。当子进程只需要执行父进程的命令时，不需要复制父进程的页面，因为 exec 用要执行的命令替换了调用它的进程的地址空间。
在这种情况下，会使用一种称为写入时复制 (COW) 的技术。使用此技术，当发生分叉时，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）单独创建该特定页面的单独副本。然后，此过程将在所有将来的引用中使用新复制的页面而不是共享的页面。另一个进程（未修改共享页面的进程）继续使用该页面的原始副本（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该页面时，该页面就会被复制。
似乎当任何一个进程尝试写入页面时。该页面的新副本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：如果在任何进程尝试写入共享页面之前多次调用 fork，会发生什么情况？
If fork从原始父进程中多次调用，然后每个子进程和父进程都会将其页面标记为只读。当子进程尝试写入数据时，来自父进程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，但在父进程中则不可写。
If fork从子进程调用并且孙进程尝试写入，将原始父进程中的页面复制到第一个子进程，然后复制到孙进程，并将所有内容标记为可写。
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