mmap共享存储映射(存储I/O映射)系列详解

mmap共享存储映射又称为存储I/O映射，是Unix**共享内存**概念中的一种。
在Unix进程间通信中，大致有

1. 管道                  pipe(),用于父子进程间通信(不考虑传递描述符)
2. FIFO（有名管道）       非父子进程也能使用,以文件打通
3. 文件                  文件操作，效率可想而知
4. 本地套接字             最稳定,也最复杂.套接字采用Unix域
5. 共享内存               传递最快,消耗最小,传递数据过程不涉及系统调用
6. 信号                  数据固定且短小

其中，共享内存是IPC（进程间通信）中最快的，一旦共享内存映射到共享它的进程的地址空间中，这些进程的数据传递就不再涉及内核，因为它会以指针的方式读写内存，不涉及系统级调用。

一、管道与共享存储映射对比

首先，我们简单的对比 管道与共享存储映射。

管道

管道相关还可以看这篇文章：
https://blog.csdn.net/qq_36359022/article/details/79795218

请看下图，左图描述了fork()前通过pipe()开启管道的示意图，假设父进程从文件A中读取数据并通过管道传递给子进程，由子进程执行某些操作后写入文件B。
首先，进程的数据区位于0-3G的虚拟地址空间中，3G-4G为内核区，注意，文件A和文件B并不是存储在内核区，这里只是示意。并且，本次父子进程完全按照最早期Unix的实现讲解，也就是说父子进程完全独立的空间，不涉及到后来的写时复制等技术。

（1）父进程通过系统调用read()从文件A读取数据的过程中，父进程的状态切换到内核态，读取数据并保存到父进程空间中的buf中，再切换回用户态。这里发生了第一次数据的拷贝。
（2）父进程通过系统调用write()将读取的数据从buf中拷贝到管道的过程中，父进程状态切换到内核态，向管道写入数据，再切换回用户态。这里发生第二次数据拷贝。
（3）子进程通过系统调用read()从管道读取数据的过程中，子进程状态切换到内核态，读取数据并保存到子进程空间中的buf中，再切换回用户态。这里发生第三次数据拷贝。
（4）子进程通过系统调用write()将读取的数据从buf中拷贝到文件B的过程中，子进程状态切换到内核态，向文件B写入数据，再切换回用户态。这里发生第四次数据拷贝。

可以看到，这里发生了四次数据拷贝都是再内核与某个进程间进行的，这种开销往往更大（比存粹在内核中或单个进程内复制数据的开销更大）

因此，通过管道进行数据传递在编程上简单，而实际开销是作为一个追求极致效率的程序员所不允许的。接着我们来看看共享存储映射的开销是怎样的呢？

共享存储映射(存储I/O映射)

请看下图，该图描述了父进程使用mmap()使用共享存储映射，fork()后，fork会对内存映射文件进行特殊处理，也就是父进程在调用fork()之前创建的内存映射关系由子进程共享。该方式只有两次系统系统调用。而之前有四次调用
因此，父子进程可以通过指针对该内存区域进行读写操作，以完成数据通信。
该方法的奇特之处在于，进程间通信的I/O操作在内核的掩盖下完成，对内存的直接存取操作不涉及系统调用，避免了进程状态的频繁切换与系统调用。

（1）使用mmap()建立共享存储映射区
（2）父进程fork()，子进程共享该区域
（3）父进程读取文件A中的数据的过程中，切换至内核态，根据mmap返回的指针ptr，将数据拷贝到共享区域，再切换回来。这里发生第一次数据拷贝。
（4）子进程根据ptr指针从内存读取数据到文件B，切换到内核态，write数据到文件B，再切换回来。这里发生第二次数据拷贝。

注意：这里是父进程直接copy文件A到共享区，子进程从共享区copy数据到文件B。

共享存储映射是将磁盘上的文件映射到进程的虚拟地址空间，其物理支撑是物理内存，而进程通信时就是通过物理内存来传递数据，而不是写入磁盘再读出来。

二、mmap函数

mmap函数把一个文件或一个Posix共享内存区对象映射到调用进程的地址空间。
（1）使用普通文件以提供内存映射I/O
（2）使用特殊文件以提供匿名内存映射

#include 
void *mmap(void *addr, size_t len, int prot, int flags, int fd, off_t offset);
若成功则返回被映射区的起始地址，若出错则返回MAP_FAILED 

addr：指定被映射到进程空间内的起始地址，通常设为 NULL，代表让系统自动选定地址，映射成功后返回该地址。
len：映射到调用进程地址空间中的字节数。
prot：内存映射区域的保护方式。常用 PROT_READ | PROT_WRITE 
         PROT_EXEC 映射区域可被执行
         PROT_READ 映射区域可被读取
         PROT_WRITE 映射区域可被写入
         PROT_NONE 映射区域不能存取
flags：MAP_SHARED 和 MAP_PRIVATE 必须指定一个，其他可选。
         MAP_SHARED 调用进程对被映射数据所作修改对于共享该对象的所有进程可见，并且改变其底层支撑(物理内存) 并不是改变内存数据就马上写回磁盘。这个取决于虚拟存储的实现。
         MAP_PRIVATE 调用进程对被映射数据所作的修改只对该进程可见，而不改变其底层支撑(物理内存) 
         MAP_FIXED 用于准确解释addr参数，从移植性考虑不应指定它，如果没有指定，而addr不是空指针，那么addr如何处置取决于实现。不为空的addr值通常被当作有关该内存区应如何具体定位的线索。可移植的代码应把addr指定为空指针，并且不指定MAP_FIXED
         MAP_ANON 匿名映射时用

fd：要映射到内存中的文件描述符。如果使用匿名内存映射时，即flags中设置了MAP_ANON，fd设为-1。

offset：文件映射的偏移量，通常设置为0，代表从文件最前方开始对应，offset必须是分页大小的整数倍（一般是4096的整数倍）。

使用普通文件进行存储映射

int main(int argc, char **argv)
{  
   /*忽略命令行参数处理步骤*/
   int fd, zero = 0;
   fd = open(argv[1], O_RDWR | O_CREAT, 0644);
   write(fd, &zero, sizeof(int));
   ptr = mmap(NULL, sizeof(int), 
              PROT_READ | PROT_WRITE | MAP_SHARED,
              fd, 0);
   close(fd);
   /*
     这里父子进程同步(信号量)的使用ptr进行数据交换
     且退出exit(0)
    */
}

匿名内存映射

/* BSD  匿名 */
int main(int argc, char **argv)
{  
   /*忽略命令行参数处理步骤*/
   int fd;
   ptr = mmap(NULL, sizeof(int), 
              PROT_READ | PROT_WRITE | MAP_SHARED | MAP_ANON,
              -1, 0);
   /*
     这里父子进程同步(信号量)的使用ptr进行数据交换
     且退出exit(0)
    */
}

/* SVR4 /dev/zero  特殊文件 */
int main(int argc, char **argv)
{  
   /*忽略命令行参数处理步骤*/
   int fd;
   fd = open("/dev/zero", O_RDWR);
   ptr = mmap(NULL, sizeof(int), 
              PROT_READ | PROT_WRITE | MAP_SHARED,
              fd, 0);
   close(fd);
   /*
     这里父子进程同步(信号量)的使用ptr进行数据交换
     且退出exit(0)
    */
}

三、mmap [文件大小与映射大小] 讨论

回顾第二大点讨论的mmap函数的参数，offset参数作为文件偏移，为什么要强调要4096（分页大小）的整数倍呢？mmap和页大小有关系吗？
该部分请读者一定要知道三个概念： 虚拟地址空间 —- 物理内存 —- 磁盘

首先来看，当一个进程调用mmap成功后，将一个文件映射到该进程的地址空间中，现在该进程可以用返回的指针ptr对内存进行数据操作。物理内存中数据的变化什么时候写入到磁盘取决于虚拟存储的实现，因此，并不是写入数据到内存就马上写回磁盘。当然也可以调用msync函数进行磁盘数据同步。

文件大小等于映射区大小的情况

当我们用普通文件作映射区时，如果文件大小时5000，并且我们也用5000的映射区时(不是页面的整数), 虽然映射区大小为5000，但仍能够在一定程度上越界访问。 这其实是因为内核的内存保护是以页面为单位的，5000大小分得的物理页面支撑实际上是2个页面(8192大小)。
在0-4999可以使用ptr进行正常的读写访问，而5000-8191这一段里，内核是允许我们读写的，但是不会写入。注意，是允许读写，但写不进去。就是说内核允许写操作，但内核又不执行这个写操作。
当超过了物理页面支撑后的任何操作都是不合规矩的，引发SIGSEGV信号。

文件大小远小于映射区大小的情况

这次文件大小仍然是5000，而映射区大小我们改为15000。物理页面支撑2个页面大小(8192大小)。
在访问0-4999是没有问题的，5000-8191这段允许读写但不执行写入操作。当超过物理页面支撑以后的空间分为两种情况
（1）超过物理页面但是没有超过映射区大小 –> 引发SIGBUS信号
（2）超过物理页面且超过映射区大小 —> 引发SIGSEGV信号
由此我们可以看出，mmap映射时物理页面上面并不是单纯的以我们填入的数据分配，内核仍然会对文件本身的大小进行检查。

可以总结如下：
（1）没超过物理页面，没超过映射区大小 —> 正常读写
（2）没超过物理页面，超过映射区大小 —> 内核允许读写但不执行写入操作
（3）超过物理页面，没有超过映射区大小 —> 引发SIGBUS信号
（4）超过物理页面， 超过映射区大小 —> 引发SIGSEGV信号

四、父子进程存储映射的地址分布

首先阐述前提条件，父进程fork后，子进程以最早期的方式讲解（不涉及写时复制等技术）。
fork()后，子进程是父进程的副本，子进程获得父进程的数据空间、堆、栈、等副本，正文部分共享，PCB进程控制块独享。
也就是说，父子进程在物理内存上是完全两个不同的进程。

考虑一个场景：父进程在fork出子进程之前调用mmap，因此父子进程依靠该共享存储映射区进行进程间通信。那么，父子进程的用户空间、物理内存、磁盘是个什么情况呢？

父进程fork之前，mmap成功返回一个ptr指针指向共享存储映射区的首地址。而共享存储映射区是位于进程空间的虚拟地址空间里，内核根据其实现将对应到物理内存的某个区域上，而fork之后，fork会对mmap产生的这段共享存储映射进行特殊处理，因此，当子进程复制得到这部分的副本时，ptr指针仍然指向对应的物理内存的那个区域。

这样就会产生一个疑惑，是不是子进程复制得到的这些数据的物理地址和父进程的一样呢？
答案是不同的，虽然后来在写时复制技术上不算错，但这里我们谈论的是最早的实现，也就是说，除了PCB和正文，其他部分基本上都被复制了，父子进程在物理内存上是存放在不同区域的，而共享存储映射的这部分物理区域是相同的。
综上，我们编写一个测试代码以验证我们的说法

该代码的意思是：
（1）在父进程fork之前成功调用了mmap函数，我们将共享存储映射的大小设置为一个int大小的空间，将ptr指向的那块物理内存赋值为1，局部变量i的值为1。
（2）然后fork，程序先将父进程睡眠1s，尽可能的保证子进程先运行，因此子进程打印出的ptr指向的数据应该是1，i值也为1。然后将ptr指向的数据改为2，i值改为2。接着子进程睡眠
（3）父进程开始执行，如果说共享映射区的物理区域真的是共享的，那么子进程修改的数据父进程就可以打印出2。而事实确实是我们预期的。
（4）父进程打印数据： *ptr为2，i值为1。
（5）可以看到，父子进程在物理内存上的地址空间是不同的，i并没有被共享，而mmap产生的共享存储映射区则确确实实是共享的。

然而问题又出现了，发现上图的地址了吗，父子进程对同一个变量的地址是相同的，ptr的地址，ptr指向的那个地方的地址，以及i的地址，父子进程打印出来一样，代码以睡眠的方式保证了四次打印时父子进程都是没有结束的。

那么，在父子数据地址相同，并且满足局部变量不共享，共享存储映射区共享的情况下，系统是怎么实现的呢？

答案：各位读者，请记住2个概念： 虚拟地址空间 — 物理内存
父子进程所在的是用户空间，其地址可以说是逻辑地址，而逻辑地址与真实物理地址的对应关系由mmu来完成，因此，父子进程的i变量的地址一样，但是映射到物理内存上就不同了。同理，共享存储映射区的物理地址是相同的。