mmap 共享存儲映射 -存儲 I-O 映射- 詳解
mmap 共享存儲映射又稱爲存儲 I/O 映射，是 Unix** 共享內存 ** 概念中的一種。
在 Unix 進程間通信中，大致有
1. 管道 pipe(),用於父子進程間通信(不考慮傳遞描述符)
2. FIFO（有名管道） 非父子進程也能使用,以文件打通
3. 文件 文件操作，效率可想而知
4. 本地套接字 最穩定,也最複雜.套接字採用Unix域
5. 共享內存 傳遞最快,消耗最小,傳遞數據過程不涉及系統調用
6. 信號 數據固定且短小其中，共享內存是 IPC（進程間通信）中最快的，一旦共享內存映射到共享它的進程的地址空間中，這些進程的數據傳遞就不再涉及內核，因爲它會以指針的方式讀寫內存，不涉及系統級調用。
一、管道與共享存儲映射對比
管道
請看下圖，左圖描述了 fork() 前通過 pipe() 開啓管道的示意圖，假設父進程從文件 A 中讀取數據並通過管道傳遞給子進程，由子進程執行某些操作後寫入文件 B。
首先，進程的數據區位於 0-3G 的虛擬地址空間中，3G-4G 爲內核區，注意，文件 A 和文件 B 並不是存儲在內核區，這裏只是示意。並且，本次父子進程完全按照最早期 Unix 的實現講解，也就是說父子進程完全獨立的空間，不涉及到後來的寫時複製等技術。
（1）父進程通過系統調用 read() 從文件 A 讀取數據的過程中，父進程的狀態切換到內核態，讀取數據並保存到父進程空間中的 buf 中，再切換回用戶態。這裏發生了第一次數據的拷貝。
（2）父進程通過系統調用 write() 將讀取的數據從 buf 中拷貝到管道的過程中，父進程狀態切換到內核態，向管道寫入數據，再切換回用戶態。這裏發生第二次數據拷貝。
（3）子進程通過系統調用 read() 從管道讀取數據的過程中，子進程狀態切換到內核態，讀取數據並保存到子進程空間中的 buf 中，再切換回用戶態。這裏發生第三次數據拷貝。
（4）子進程通過系統調用 write() 將讀取的數據從 buf 中拷貝到文件 B 的過程中，子進程狀態切換到內核態，向文件 B 寫入數據，再切換回用戶態。這裏發生第四次數據拷貝。
可以看到，這裏發生了四次數據拷貝都是再內核與某個進程間進行的，這種開銷往往更大（比存粹在內核中或單個進程內複製數據的開銷更大）
因此，通過管道進行數據傳遞在編程上簡單，而實際開銷是作爲一個追求極致效率的程序員所不允許的。接着我們來看看共享存儲映射的開銷是怎樣的呢？
共享存儲映射 (存儲 I/O 映射)
請看下圖，該圖描述了父進程使用 mmap() 使用共享存儲映射，fork() 後，fork 會對內存映射文件進行特殊處理，也就是父進程在調用 fork() 之前創建的內存映射關係由子進程共享。該方式只有兩次系統系統調用。而之前有四次調用
因此，父子進程可以通過指針對該內存區域進行讀寫操作，以完成數據通信。
該方法的奇特之處在於，進程間通信的 I/O 操作在內核的掩蓋下完成，對內存的直接存取操作不涉及系統調用，避免了進程狀態的頻繁切換與系統調用。
（1）使用 mmap() 建立共享存儲映射區
（2）父進程 fork()，子進程共享該區域
（3）父進程讀取文件 A 中的數據的過程中，切換至內核態，根據 mmap 返回的指針 ptr，將數據拷貝到共享區域，再切換回來。這裏發生第一次數據拷貝。
（4）子進程根據 ptr 指針從內存讀取數據到文件 B，切換到內核態，write 數據到文件 B，再切換回來。這裏發生第二次數據拷貝。
注意：這裏是父進程直接 copy 文件 A 到共享區，子進程從共享區 copy 數據到文件 B。
共享存儲映射是將磁盤上的文件映射到進程的虛擬地址空間，其物理支撐是物理內存，而進程通信時就是通過物理內存來傳遞數據，而不是寫入磁盤再讀出來。
二、mmap 函數
mmap 函數把一個文件或一個 Posix 共享內存區對象映射到調用進程的地址空間。
（1）使用普通文件以提供內存映射 I/O
（2）使用特殊文件以提供匿名內存映射
#include <sys/mman.h>
void *mmap(void *addr, size_t len, int prot, int flags, int fd, off_t offset);
若成功則返回被映射區的起始地址，若出錯則返回MAP_FAILED
addr：指定被映射到進程空間內的起始地址，通常設爲 NULL，代表讓系統自動選定地址，映射成功後返回該地址。
len：映射到調用進程地址空間中的字節數。
prot：內存映射區域的保護方式。常用 PROT_READ | PROT_WRITE
PROT_EXEC 映射區域可被執行
PROT_READ 映射區域可被讀取
PROT_WRITE 映射區域可被寫入
PROT_NONE 映射區域不能存取
flags：MAP_SHARED 和 MAP_PRIVATE 必須指定一個，其他可選。
MAP_SHARED 調用進程對被映射數據所作修改對於共享該對象的所有進程可見，並且改變其底層支撐(物理內存) 並不是改變內存數據就馬上寫回磁盤。這個取決於虛擬存儲的實現。
MAP_PRIVATE 調用進程對被映射數據所作的修改只對該進程可見，而不改變其底層支撐(物理內存)
MAP_FIXED 用於準確解釋addr參數，從移植性考慮不應指定它，如果沒有指定，而addr不是空指針，那麼addr如何處置取決於實現。不爲空的addr值通常被當作有關該內存區應如何具體定位的線索。可移植的代碼應把addr指定爲空指針，並且不指定MAP_FIXED
MAP_ANON 匿名映射時用
fd：要映射到內存中的文件描述符。如果使用匿名內存映射時，即flags中設置了MAP_ANON，fd設爲-1。
offset：文件映射的偏移量，通常設置爲0，代表從文件最前方開始對應，offset必須是分頁大小的整數倍（一般是4096的整數倍）。使用普通文件進行存儲映射
int main(int argc, char **argv)
{
/*忽略命令行參數處理步驟*/
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);
/*
這裏父子進程同步(信號量)的使用ptr進行數據交換
且退出exit(0)
*/
}匿名內存映射
/* BSD 匿名 */
int main(int argc, char **argv)
{
/*忽略命令行參數處理步驟*/
int fd;
ptr = mmap(NULL, sizeof(int),
PROT_READ | PROT_WRITE | MAP_SHARED | MAP_ANON,
-1, 0);
/*
這裏父子進程同步(信號量)的使用ptr進行數據交換
且退出exit(0)
*/
}
/* SVR4 /dev/zero 特殊文件 */
int main(int argc, char **argv)
{
/*忽略命令行參數處理步驟*/
int fd;
fd = open("/dev/zero", O_RDWR);
ptr = mmap(NULL, sizeof(int),
PROT_READ | PROT_WRITE | MAP_SHARED,
fd, 0);
close(fd);
/*
這裏父子進程同步(信號量)的使用ptr進行數據交換
且退出exit(0)
*/
}三、mmap [文件大小與映射大小] 討論
回顧第二大點討論的 mmap 函數的參數，offset 參數作爲文件偏移，爲什麼要強調要 4096（分頁大小）的整數倍呢？mmap 和頁大小有關係嗎？
該部分請讀者一定要知道三個概念：虛擬地址空間 —- 物理內存 —- 磁盤
首先來看，當一個進程調用 mmap 成功後，將一個文件映射到該進程的地址空間中，現在該進程可以用返回的指針 ptr 對內存進行數據操作。物理內存中數據的變化什麼時候寫入到磁盤取決於虛擬存儲的實現，因此，並不是寫入數據到內存就馬上寫回磁盤。當然也可以調用 msync 函數進行磁盤數據同步。
文件大小等於映射區大小的情況
當我們用普通文件作映射區時，如果文件大小時 5000，並且我們也用 5000 的映射區時 (不是頁面的整數), 雖然映射區大小爲 5000，但仍能夠在一定程度上越界訪問。這其實是因爲內核的內存保護是以頁面爲單位的，5000 大小分得的物理頁面支撐實際上是 2 個頁面 (8192 大小)。
在 0-4999 可以使用 ptr 進行正常的讀寫訪問，而 5000-8191 這一段裏，內核是允許我們讀寫的，但是不會寫入。注意，是允許讀寫，但寫不進去。就是說內核允許寫操作，但內核又不執行這個寫操作。
當超過了物理頁面支撐後的任何操作都是不合規矩的，引發 SIGSEGV 信號。
文件大小遠小於映射區大小的情況
這次文件大小仍然是 5000，而映射區大小我們改爲 15000。物理頁面支撐 2 個頁面大小 (8192 大小)。
在訪問 0-4999 是沒有問題的，5000-8191 這段允許讀寫但不執行寫入操作。當超過物理頁面支撐以後的空間分爲兩種情況
（1）超過物理頁面但是沒有超過映射區大小 –> 引發 SIGBUS 信號
（2）超過物理頁面且超過映射區大小 —> 引發 SIGSEGV 信號
由此我們可以看出，mmap 映射時物理頁面上面並不是單純的以我們填入的數據分配，內核仍然會對文件本身的大小進行檢查。
可以總結如下：
（1）沒超過物理頁面，沒超過映射區大小 —> 正常讀寫
（2）沒超過物理頁面，超過映射區大小 —> 內核允許讀寫但不執行寫入操作
（3）超過物理頁面，沒有超過映射區大小 —> 引發 SIGBUS 信號
（4）超過物理頁面， 超過映射區大小 —> 引發 SIGSEGV 信號
四、父子進程存儲映射的地址分佈
首先闡述前提條件，父進程 fork 後，子進程以最早期的方式講解（不涉及寫時複製等技術）。
fork() 後，子進程是父進程的副本，子進程獲得父進程的數據空間、堆、棧、等副本，正文部分共享，PCB 進程控制塊獨享。
也就是說，父子進程在物理內存上是完全兩個不同的進程。
考慮一個場景：父進程在 fork 出子進程之前調用 mmap，因此父子進程依靠該共享存儲映射區進行進程間通信。那麼，父子進程的用戶空間、物理內存、磁盤是個什麼情況呢？
父進程 fork 之前，mmap 成功返回一個 ptr 指針指向共享存儲映射區的首地址。而共享存儲映射區是位於進程空間的虛擬地址空間裏，內核根據其實現將對應到物理內存的某個區域上，而 fork 之後，fork 會對 mmap 產生的這段共享存儲映射進行特殊處理，因此，當子進程複製得到這部分的副本時，ptr 指針仍然指向對應的物理內存的那個區域。
這樣就會產生一個疑惑，是不是子進程複製得到的這些數據的物理地址和父進程的一樣呢？
答案是不同的，雖然後來在寫時複製技術上不算錯，但這裏我們談論的是最早的實現，也就是說，除了 PCB 和正文，其他部分基本上都被複制了，父子進程在物理內存上是存放在不同區域的，而共享存儲映射的這部分物理區域是相同的。
綜上，我們編寫一個測試代碼以驗證我們的說法
該代碼的意思是：
（1）在父進程 fork 之前成功調用了 mmap 函數，我們將共享存儲映射的大小設置爲一個 int 大小的空間，將 ptr 指向的那塊物理內存賦值爲 1，局部變量 i 的值爲 1。
（2）然後 fork，程序先將父進程睡眠 1s，儘可能的保證子進程先運行，因此子進程打印出的 ptr 指向的數據應該是 1，i 值也爲 1。然後將 ptr 指向的數據改爲 2，i 值改爲 2。接着子進程睡眠
（3）父進程開始執行，如果說共享映射區的物理區域真的是共享的，那麼子進程修改的數據父進程就可以打印出 2。而事實確實是我們預期的。
（4）父進程打印數據：*ptr 爲 2，i 值爲 1。
（5）可以看到，父子進程在物理內存上的地址空間是不同的，i 並沒有被共享，而 mmap 產生的共享存儲映射區則確確實實是共享的。
然而問題又出現了，發現上圖的地址了嗎，父子進程對同一個變量的地址是相同的，ptr 的地址，ptr 指向的那個地方的地址，以及 i 的地址，父子進程打印出來一樣，代碼以睡眠的方式保證了四次打印時父子進程都是沒有結束的。
那麼，在父子數據地址相同，並且滿足局部變量不共享，共享存儲映射區共享的情況下，系統是怎麼實現的呢？
答案：各位讀者，請記住 2 個概念：虛擬地址空間 — 物理內存
父子進程所在的是用戶空間，其地址可以說是邏輯地址，而邏輯地址與真實物理地址的對應關係由 mmu 來完成，因此，父子進程的 i 變量的地址一樣，但是映射到物理內存上就不同了。同理，共享存儲映射區的物理地址是相同的。
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