每个worker的cycle来自master进程的cycle

nginx的main函数中

先初始化ngx_log_t log即存放日志描述符,用于输出日志信息;

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pool =ngx_create_pool(NGX_CYCLE_POOL_SIZE, log);

cycle =ngx_pcalloc(pool, sizeof(ngx_cycle_t));

cycle的pool为pool

全局指针ngx_cycle = cycle;

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执行NGX_CORE_MODULE类型的module->create_conf(cycle);

cycle->conf_ctx[ngx_modules[i]->index]= rv;

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ngx_conf_t           conf;

conf.pool=pool;

conf.ctx=cycle->conf_ctx空间来着为pool;

conf.cycle =cycle;

执行NGX_CORE_MODULE类型的ngx_command_t;

cmd->set(conf, cmd, conf->ctx[ngx_modules[i]->index]);

ngx_auth_block(ngx_conf_t*cf, ngx_command_t *cmd, void *conf)

ngx_auth_block中可以直接从cf->pool申请空间

再执行NGX_AUTH_MODULE类型模块的m->create_conf(cf);

NGX_AUTH_MODULE类型模块的ngx_command_t的set函数同理;

 

执行NGX_CORE_MODULE类型的module->init_conf(cycle);

 

注意：

每个worker进程中的cycle均来自父进程即main中的cycle

ngx_worker_process_cycle执行所有模块的init_process(cycle)

 

ngx_calloc是直接malloc的

 

每个worker进程的cycle来自父进程，那么当从cycle->pool中申请空间时候，如何理解？

#include<stdio.h>#include<string.h>#include<stdlib.h>#include<unistd.h>main(){    char str[4]="asd";    pid_t pid=fork();    if(pid==0){        str[0]='b';        printf("子进程中str=%s\n",str);        printf("子进程中str指向的首地址:%x\n",(unsigned int)str);    }    else{        sleep(1);        printf("父进程中str=%s\n",str);        printf("父进程中str指向的首地址:%x\n",(unsigned int)str);    }}

输出：

子进程中str=bsd
子进程中str指向的首地址:bfc224dc
父进程中str=asd
父进程中str指向的首地址:bfc224dc

 

这里就涉及到物理地址和逻辑地址（或称虚拟地址）的概念，从逻辑地址到物理地址的映射称为地址重定向。分为：

静态重定向--在程序装入主存时已经完成了逻辑地址到物理地址和变换，在程序执行期间不会再发生改变。

动态重定向--程序执行期间完成，其实现依赖于硬件地址变换机构，如基址寄存器。

逻辑地址：CPU所生成的地址。CPU产生的逻辑地址被分为 :p （页号） 它包含每个页在物理内存中的基址，用来作为页表的索引；d （页偏移），同基址相结合，用来确定送入内存设备的物理内存地址。

物理地址：内存单元所看到的地址。

用户程序看不见真正的物理地址。用户只生成逻辑地址，且认为进程的地址空间为0到max。物理地址范围从R+0到R+max，R为基地址,地址映射－将程序地址空间中使用的逻辑地址变换成内存中的物理地址的过程。由内存管理单元（MMU）来完成。

  fork（）会产生一个和父进程完全相同的子进程，但子进程在此后多会exec系统调用，出于效率考虑，linux中引入了“写时复制“技术，也就是只有进程空间的各段的内容要发生变化时，才会将父进程的内容复制一份给子进程。在fork之后exec之前两个进程用的是相同的物理空间（内存区），子进程的代码段、数据段、堆栈都是指向父进程的物理空间，也就是说，两者的虚拟空间不同，但其对应的物理空间是同一个。当父子进程中有更改相应段的行为发生时，再为子进程相应的段分配物理空间，如果不是因为exec，内核会给子进程的数据段、堆栈段分配相应的物理空间（至此两者有各自的进程空间，互不影响），而代码段继续共享父进程的物理空间（两者的代码完全相同）。而如果是因为exec，由于两者执行的代码不同，子进程的代码段也会分配单独的物理空间。
       fork之后内核会通过将子进程放在队列的前面，以让子进程先执行，以免父进程执行导致写时复制，而后子进程执行exec系统调用，因无意义的复制而造成效率的下降。

fork时子进程获得父进程数据空间、堆和栈的复制，所以变量的地址（当然是虚拟地址）也是一样的。

每个进程都有自己的虚拟地址空间（当然也是从自己进程空间中的堆空间cycle->pool开始处申请的），不同进程的相同的虚拟地址显然可以对应不同的物理地址。因此地址相同（虚拟地址）而值不同没什么奇怪。
具体过程是这样的：
fork子进程完全复制父进程的栈空间，也复制了页表，但没有复制物理页面，所以这时虚拟地址相同，物理地址也相同，但是会把父子共享的页面标记为“只读”（类似mmap的private的方式），如果父子进程一直对这个页面是同一个页面，知道其中任何一个进程要对共享的页面“写操作”，这时内核会复制一个物理页面给这个进程使用，同时修改页表。而把原来的只读页面标记为“可写”，留给另外一个进程使用。

这就是所谓的“写时复制”。正因为fork采用了这种写时复制的机制，所以fork出来子进程之后，父子进程哪个先调度呢？内核一般会先调度子进程，因为很多情况下子进程是要马上执行exec，会清空栈、堆。。这些和父进程共享的空间，加载新的代码段。。。，这就避免了“写时复制”拷贝共享页面的机会。如果父进程先调度很可能写共享页面，会产生“写时复制”的无用功。所以，一般是子进程先调度滴。