Linux - mmap及四种映射类型
参考
- bin的技术小屋
进程打开文件
当进程打开一个文件的时候，内核会为其创建一个 struct file 结构来描述被打开的文件，并在进程文件描述符列表 fd_array 数组中找到一个空闲位置分配给它，数组中对应的下标，就是我们在用户空间用到的文件描述符
而 struct file 结构是和进程相关的（ fd 的作用域也是和进程相关的），即使多个进程打开同一个文件，那么内核会为每一个进程创建一个 struct file 结构，如上图中所示，进程 1 和 进程 2 都打开了同一个 file-read-write.txt 文件，那么内核会为进程 1 创建一个 struct file 结构，也会为进程 2 创建一个 struct file 结构。
每一个磁盘上的文件在内核中都会有一个唯一的 struct inode 结构，inode 结构和进程是没有关系的，一个文件在内核中只对应一个 inode，inode 结构用于描述文件的元信息，比如，文件的权限，文件中包含多少个磁盘块，每个磁盘块位于磁盘中的什么位置等等。
根据程序的时间局部性原理我们知道，磁盘文件中的数据一旦被访问，那么它很有可能在短期内被再次访问，所以为了加快进程对文件数据的访问，内核会将已经访问过的磁盘块缓存在文件页中。
一个文件包含多个磁盘块，当它们被读取到内存之后，一个文件也就对应了多个文件页，这些文件页在内存中统一被一个叫做 page cache 的结构所组织。
每一个文件在内核中都会有一个唯一的 page cache 与之对应，用于缓存文件中的数据，page cache 是和文件相关的，它和进程是没有关系的，多个进程可以打开同一个文件，每个进程中都有有一个 struct file 结构来描述这个文件，但是一个文件在内核中只会对应一个 page cache。
私有文件映射
调用 mmap 对磁盘上同一个文件进行私有文件映射的时候，仅仅创建了虚拟内存，记录了关联文件信息，还没有创建page cache，对应的PTE为空。首次访问时，触发缺页中断，在内核缺页中断处理程序中会发现引起缺页的这段 VMA 是私有文件映射的，所以内核会首先通过 vm_area_struct->vm_pgoff 在文件 page cache 中查找是否有缓存相应的文件页（映射的磁盘块对应的文件页）。如果文件页不在page cache中，内核分配物理内存页，并将该页加入page cache中，之后触发块设备驱动程序读取映射的文件内容到文件页中。在缺页中断的最后一步，内核会为映射的这段虚拟内存在页表中创建PTE，然后将虚拟内存与page cache中的文件页通过PTE关联起来。缺页处理就结束了，但是由于我们指定的私有文件映射，所以 PTE 中文件页的权限是只读的。
虽然我们采用的是私有文件映射的方式，但是进程 1 和进程 2 如果只是对文件映射部分进行读取的话，文件页其实在多进程之间是共享的，整个内核中只有一份。 但是当任意一个进程通过虚拟映射区对文件进行写入操作的时候，情况就发生了变化，虽然通过 mmap 映射的时候指定的这段虚拟内存是可写的，但是由于采用的是私有文件映射的方式，各个进程页表中对应 PTE 却是只读的，当进程对这段虚拟内存进行写入的时候，MMU 会发现 PTE 是只读的，所以会产生一个写保护类型的缺页中断，写入进程，比如是进程 1，此时又会陷入到内核态，在写保护缺页处理中，内核会重新申请一个内存页，然后将 page cache 中的内容拷贝到这个新的内存页中，进程 1 页表中对应的 PTE 会重新关联到这个新的内存页上，此时 PTE 的权限变为可写。 从此以后，进程 1 对这段虚拟内存区域进行读写的时候就不会再发生缺页了，读写操作都会发生在这个新申请的内存页上，但是有一点，进程 1 对这个内存页的任何修改均不会回写到磁盘文件上，这也体现了私有文件映射的特点，进程对映射文件的修改，其他进程是看不到的，并且修改不会同步回磁盘文件中。
我们可以利用 mmap 私有文件映射这个特点来加载二进制可执行文件的 .text , .data section 到进程虚拟内存空间中的代码段和数据段中。 因为同一份代码，也就是同一份二进制可执行文件可以运行多个进程，而代码段对于多进程来说是只读的，没有必要为每个进程都保存一份，多进程之间共享这一份代码就可以了，正好私有文件映射的读共享特点可以满足我们的这个需求。
对于数据段来说，虽然它是可写的，但是我们需要的是多进程之间对数据段的修改相互之间是不可见的，_而且对数据段的修改不能回写到磁盘上的二进制文件中_，这样当我们利用这个可执行文件在启动一个进程的时候，进程看到的就是数据段初始化未被修改的状态。 mmap 私有文件映射的写时复制（copy on write）以及修改不会回写到映射文件中等特点正好也满足我们的需求。 这一点我们可以在负责加载 elf 格式的二进制可执行文件并映射到进程虚拟内存空间的 load_elf_binary 函数，以及负责加载 a.out 格式可执行文件的 load_aout_binary 函数中可以看出。
共享文件映射
我们通过将 mmap 系统调用中的 flags 参数指定为 MAP_SHARED , 参数 fd 指定为要映射文件的文件描述符（file descriptor）来实现对文件的共享映射。 共享文件映射其实和私有文件映射前面的映射过程是一样的，唯一不同的点在于私有文件映射是读共享的，写的时候会发生写时复制（copy on write），并且多进程针对同一映射文件的修改不会回写到磁盘文件上。 而共享文件映射因为是共享的，多个进程中的虚拟内存映射区最终会通过缺页中断的方式映射到文件的 page cache中，后续多个进程对各自的这段虚拟内存区域的读写都会直接发生在 page cache 上。 因为映射文件的 page cache 在内核中只有一份，所以对于共享文件映射来说，多进程读写都是共享的，由于多进程直接读写的是 page cache ，所以多进程对共享映射区的任何修改，最终都会通过内核回写线程 pdflush 刷新到磁盘文件中**。
同私有文件映射方式一样，当多个进程调用 mmap 对磁盘上的同一个文件进行共享文件映射的时候，内核中的处理都是一样的，也都只是在每个进程的虚拟内存空间中，创建出一段用于共享映射的虚拟内存区域 VMA 出来，随后内核会将各个进程中的这段虚拟内存映射区与映射文件关联起来，mmap 共享文件映射的逻辑就结束了。 唯一不同的是，共享文件映射会在这段用于映射文件的 VMA 中标注是共享映射 —— MAP_SHARED 这里和私有文件映射不同的地方是，私有文件映射由于是私有的，所以在内核创建 PTE 的时候会将 PTE 设置为只读，目的是当进程写入的时候触发写保护类型的缺页中断进行写时复制 （copy on write）。 共享文件映射由于是共享的，PTE 被创建出来的时候就是可写的，所以后续进程 1 在对这段虚拟内存区域写入的时候不会触发缺页中断，而是直接写入 page cache 中，整个过程没有切态，没有数据拷贝。
根据 mmap 共享文件映射多进程之间读写共享（不会发生写时复制）的特点，常用于多进程之间共享内存（page cache），多进程之间的通讯
共享匿名映射
将 mmap 系统调用中的 flags 参数指定为 MAP_SHARED | MAP_ANONYMOUS ，并将 fd 参数指定为 -1 来实现共享匿名映射，这种映射方式常用于父子进程之间共享内存，父子进程之间的通讯。 共享匿名映射是 mmap 这四种映射方式中最为复杂的。
假如进程1完成了物理内存的分配，并建立了其虚拟内存到物理内存的映射，现在我们把视角切换到进程 2 中，当进程 2 访问它自己的这段虚拟映射区的时候，由于进程 2 页表中对应的 PTE 为空，所以进程 2 也会发生缺页中断，随后切换到内核态处理缺页逻辑。 当进程 2 开始处理缺页逻辑的时候，进程 2 就懵了，为什么呢 ？原因是进程 2 和进程 1 进行的是共享映射，所以进程 2 不能随便找一个物理内存页进行映射，进程 2 必须和 进程 1 映射到同一个物理内存页面，这样才能共享内存。那现在的问题是，进程 2 面对着茫茫多的物理内存页，进程 2 怎么知道进程 1 已经映射了哪个物理内存页 ？ 内核在缺页中断处理中只能知道当前正在缺页的进程是谁，以及发生缺页的虚拟内存地址是什么，内核根据这些信息，根本无法知道，此时是否已经有其他进程把共享的物理内存页准备好了。 这一点对于共享文件映射来说特别简单，因为有文件的 page cache 存在，进程 2 可以根据映射的文件内容在文件中的偏移offset，从 page cache 中查找是否已经有其他进程把映射的文件内容加载到文件页中。如果文件页已经存在 page cache 中了，进程 2 直接映射这个文件页就可以了。 由于共享匿名映射并没有对文件映射，所以其他进程想要在内存中查找要进行共享的内存页就非常困难了，那怎么解决这个问题呢 ？ 既然共享文件映射可以轻松解决这个问题，那我们何不借鉴一下文件映射的方式 ？ 共享匿名映射在内核中是通过一个叫做 tmpfs 的虚拟文件系统**来实现的，tmpfs 不是传统意义上的文件系统，它是基于内存实现的，挂载在 dev/zero 目录下。
当多个进程通过 mmap 进行共享匿名映射的时候，内核会在 tmpfs 文件系统中创建一个匿名文件，这个匿名文件并不是真实存在于磁盘上的，它是内核为了共享匿名映射而模拟出来的，匿名文件也有自己的 inode 结构以及 page cache。 在 mmap 进行共享匿名映射的时候，内核会把这个匿名文件关联到进程的虚拟映射区 VMA 中。这样一来，当进程虚拟映射区域与 tmpfs 文件系统中的这个匿名文件映射起来之后，后面的流程就和共享文件映射一模一样。
总结
mmap 仅仅只是在进程虚拟内存空间中划分出一段用于映射的虚拟内存区域 VMA，并将这段 VMA 与磁盘上的文件【私有匿名不涉及文件】映射起来而已。整个映射过程并不涉及物理内存的分配，更别说虚拟内存与物理内存的映射了，这些都是在进程访问这段 VMA 的时候，通过缺页中断来补齐的。
如果我们在使用 mmap 系统调用的时候设置了 MAP_POPULATE ，内核在分配完虚拟内存之后，就会马上分配物理内存，并在进程页表中建立起虚拟内存与物理内存的映射关系，这样进程在调用 mmap 之后就可以直接访问这段映射的虚拟内存地址了，不会发生缺页中断。
但是当系统内存资源紧张的时候，内核依然会将 mmap 背后映射的这块物理内存 swap out 到磁盘中，这样进程在访问的时候仍然会发生缺页*中断，为了防止这种现象，我们可以在调用 mmap 的时候设置 MAP_LOCKED。
在设置了 MAP_LOCKED 之后，mmap 系统调用在为进程分配完虚拟内存之后，内核也会马上为其分配物理内存并在进程页表中建立虚拟内存与物理内存的映射关系，这里内核还会额外做一个动作，就是将映射的这块物理内存锁定在内存中，不允许它 swap，这样一来映射的物理内存将会一直停留在内存中，进程无论何时访问这段映射内存都不会发生缺页中断
在原理篇中笔者首先通过五个角度为大家详细介绍了 mmap 的使用方法及其在内核中的实现原理，这五个角度分别是：
- 私有匿名映射，其主要用于进程申请虚拟内存，以及初始化进程虚拟内存空间中的 BSS 段，堆，栈这些虚拟内存区域。
- 私有文件映射，其核心特点是背后映射的文件页在多进程之间是读共享的，但多个进程对各自虚拟内存区的修改只能反应到各自对应的文件页上，而且各自的修改在进程之间是互不可见的，最重要的一点是这些修改均不会回写到磁盘文件中。我们可以利用这些特点来加载二进制可执行文件的 .text , .data section 到进程虚拟内存空间中的代码段和数据段中。
- 共享文件映射，多进程之间读写共享（不会发生写时复制），常用于多进程之间共享内存（page cache），多进程之间的通讯。
- 共享匿名映射，用于父子进程之间共享内存，父子进程之间的通讯。父子进程之间需要依赖 tmpfs 中的匿名文件来实现共享内存。是一种特殊的共享文件映射。
- 大页内存映射，这里我们介绍了标准大页与透明大页两种大页类型的区别与联系，以及他们各自的实现原理和使用方法。
介绍完原理之后，在本文的源码实现篇中笔者花了大量的篇幅介绍了 mmap 在内核中的源码实现，其中最核心的两个函数是：
get_unmapped_area 函数用于在进程虚拟内存空间中为本次 mmap 映射寻找出一段未被映射的空闲虚拟内存地址范围。其中笔者还为大家介绍了文件映射与匿名映射区在进程虚拟内存空间的布局情况。
map_region 函数主要是对这段空闲虚拟内存地址范围进行映射，在映射过程中涉及到的重要内容有：
- 内核的 overcommit 策略
- vm_merge 合并的流程，其中涉及到 8 种合并场景和 2 中基本布局。
当 mmap 系统调用成功返回之后，内核只是为进程分配了一段 [vm_start , vm_end] 范围内的虚拟内存区域 vma ，由于还未与物理内存发生关联，所以此时进程页表中与 mmap 映射的虚拟内存相关的各级页目录和页表项还都是空的。 当 CPU 访问这段由 mmap 映射出来的虚拟内存区域 vma 中的任意虚拟地址时，MMU 在遍历进程页表的时候就会发现，该虚拟内存地址在进程顶级页目录 PGD（Page Global Directory）中对应的页目录项 pgd_t 是空的，该 pgd_t 并没有指向其下一级页目录 PUD（Page Upper Directory）。 也就是说，此时进程页表中只有一张顶级页目录表 PGD，而上层页目录 PUD（Page Upper Directory），中间页目录 PMD（Page Middle Directory），一级页表（Page Table）内核都还没有创建。