copy-on-write
进程创建后，子进程复制父进程的页表映射，而不是具体的物理页。那么子进程和父进程就共享了物理页中的数据。
如果此时其中一个进程要做数据修改操作，则必定会影响到另一个进程。为解决这个问题，在复制页表时，将页表中可写的页表项(有PTE_W标志)设置成只读的，并置上PTE_COW标志，表示这个页表项指定的页是copy-on-write的页。
如果其中一个进程向cow页写入数据，此时肯定会发生pagefault异常。在pagefault handler里检查这个页面是进程共享的COW页，则分配一个新的页面给该进程，并修改页表项的标志位。
内核栈
注意一个细节. 这其实是LAB3里的内容。
xv6每个进程都有自己的内核栈。当用户进程由于系统调用或中断的原因陷入内核时，会使用自己进程的内核栈。这样的话，内核随时都可以切换到另一个进程去。
jos中每个cpu有一个内核栈，而进程没有自己的内核核。这意味着同一时刻只允许有一个进程(env)处于内核态。
lab3中有解释：
Our struct Env is analogous to struct proc in xv6. Both structures
hold the environment's (i.e., process's) user-mode register state in a Trapframe structure. In JOS, individual environments do not have their own kernel stacks as
processes do in xv6. There can be only one JOS environment active in the kernel at a time, so JOS needs only a single kernel stack.
所以在jos中，如果某一个进程env正处于内核模式，这个进程就已经占用了内核栈。此时不允许切换到别的进程去，如何做到这一点？
jos中每个进程结构里保存了自己的Trapframe，而XV6的trapframe保存在自己进程的内核栈上。
假设，jos某个进程已经处于内核态。此时如果有个timer中断来了，由于之前已经在内核态，所以此时没有发生栈切换，要压栈的值仍然压入内核栈中。timer中断处理切换到另一个RUNABLE进程运行，这样如何返回到timer中断之前的状态(上个进程仍在内核中)呢？
trap中有这一句：
assert(!(read_eflags() & FL_IF));
保证了，如果在内核态，中断一定是关闭的。不可能由于其他原因会切换到另一个进程去。
进程间通信
A 进程 用 ipc_rec() 试图接受数据，标志自己需要通信，然后换出处理器。此时进程处于ENV_NOT_RUNABLE状态。
B 进程用 ipc_send() 向某个进程发送数据。如果目标进程还没开始通信，则ipc_send()一直循环发送，阻塞在里面。直到发送成功后退出。