Linux 内存管理（七）进程地址空间

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原图

进程地址空间

进程地址空间在内核中使用 vm_area_struct 数据结构来描述，简称 VMA，表示进程地址空间或进程线性区。由于这些地址空间属于各个用户进程，因此在用户进程的 mm_struct 数据结构中有相应的成员，用于对这些 VMA 进行管理。

内存区域

进程地址空间（process address space）是指进程可寻址的虚拟地址空间，进程可以通过内核的内存管理机制动态地添加和删除内存区域，这些内存区域在 Linux 内核采用 VMA 数据结构来抽象描述。

每个内存区域具有相关的权限，如可读、可写或者可执行权限。若一个进程访问了不在有效范围的内存区域，或者非法访问了内存区域，或者以不正确的方式访问了内存区域，那么处理器会报告缺页异常。在 Linux 内核的缺页异常处理中会处理这些情况，严重的会报告“SegmentFault'”并终止该进程。

内存区域主要包含内容如下：

  • 代码段映射：可执行文件中包含只读并可执行的程序头，如代码段和 init 段等
  • 数据段映射：可执行文件中包含可读/可写的程序头，如数据段和未初始化数据段等
  • 用户进程栈：通常位于用户空间的最高地址，从上往下延伸。它包含栈帧，里面包含了局部变量和函数调用参数等
  • mmap 映射区域：位于用户进程栈下面，主要用于 mmap 系统调用
  • 堆映射区域：malloc() 函数分配的进程虚拟地址就是这段区域

每个进程都有一套页表，这样每个进程地址空间就是相互隔离的。即使两个进程地址空间的虚拟地址是相同的，但是经过两套不同页表的转换之后，它们也会对应不同的物理地址。

mm_struct 数据结构

Linux 内核需要管理每个进程所有的内存区域以及它们对应的页表映射，所以必须抽象出一个数据结构，这就是 mm_struct 数据结构。进程控制块（Process Control Block，PCB）数据结构 task_struct 中有一个指针 mm，该指针指向这个 mm_struct 数据结构。mm_struct 数据结构定义在 include/linux/mm_types.h 文件中，下面是它的主要成员。

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struct mm_struct {
	struct {
		struct vm_area_struct *mmap;		/* list of VMAs */
		struct rb_root mm_rb;
		u64 vmacache_seqnum;                   /* per-thread vmacache */
#ifdef CONFIG_MMU
		unsigned long (*get_unmapped_area) (struct file *filp,
				unsigned long addr, unsigned long len,
				unsigned long pgoff, unsigned long flags);
#endif
		unsigned long mmap_base;	/* base of mmap area */
		unsigned long mmap_legacy_base;	/* base of mmap area in bottom-up allocations */
#ifdef CONFIG_HAVE_ARCH_COMPAT_MMAP_BASES
		/* Base addresses for compatible mmap() */
		unsigned long mmap_compat_base;
		unsigned long mmap_compat_legacy_base;
#endif
		unsigned long task_size;	/* size of task vm space */
		unsigned long highest_vm_end;	/* highest vma end address */
		pgd_t * pgd;

#ifdef CONFIG_MEMBARRIER
		atomic_t membarrier_state;
#endif

		atomic_t mm_users;

		atomic_t mm_count;

#ifdef CONFIG_MMU
		atomic_long_t pgtables_bytes;	/* PTE page table pages */
#endif
		int map_count;			/* number of VMAs */

		spinlock_t page_table_lock;
		struct rw_semaphore mmap_lock;

		struct list_head mmlist;

		unsigned long hiwater_rss; /* High-watermark of RSS usage */
		unsigned long hiwater_vm;  /* High-water virtual memory usage */

		unsigned long total_vm;	   /* Total pages mapped */
		unsigned long locked_vm;   /* Pages that have PG_mlocked set */
		atomic64_t    pinned_vm;   /* Refcount permanently increased */
		unsigned long data_vm;	   /* VM_WRITE & ~VM_SHARED & ~VM_STACK */
		unsigned long exec_vm;	   /* VM_EXEC & ~VM_WRITE & ~VM_STACK */
		unsigned long stack_vm;	   /* VM_STACK */
		unsigned long def_flags;

		seqcount_t write_protect_seq;

		spinlock_t arg_lock; /* protect the below fields */

		unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;
		unsigned long start_brk, brk, start_stack;
		unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;

		unsigned long saved_auxv[AT_VECTOR_SIZE]; /* for /proc/PID/auxv */

		struct mm_rss_stat rss_stat;

		struct linux_binfmt *binfmt;

		/* Architecture-specific MM context */
		mm_context_t context;

		unsigned long flags; /* Must use atomic bitops to access */

		struct core_state *core_state; /* coredumping support */

#ifdef CONFIG_AIO
		spinlock_t			ioctx_lock;
		struct kioctx_table __rcu	*ioctx_table;
#endif
		struct user_namespace *user_ns;

		/* store ref to file /proc/<pid>/exe symlink points to */
		struct file __rcu *exe_file;
#ifdef CONFIG_MMU_NOTIFIER
		struct mmu_notifier_subscriptions *notifier_subscriptions;
#endif
#if defined(CONFIG_TRANSPARENT_HUGEPAGE) && !USE_SPLIT_PMD_PTLOCKS
		pgtable_t pmd_huge_pte; /* protected by page_table_lock */
#endif
#ifdef CONFIG_NUMA_BALANCING
		unsigned long numa_next_scan;

		/* Restart point for scanning and setting pte_numa */
		unsigned long numa_scan_offset;

		/* numa_scan_seq prevents two threads setting pte_numa */
		int numa_scan_seq;
#endif
		atomic_t tlb_flush_pending;
#ifdef CONFIG_ARCH_WANT_BATCHED_UNMAP_TLB_FLUSH
		/* See flush_tlb_batched_pending() */
		bool tlb_flush_batched;
#endif
		struct uprobes_state uprobes_state;
#ifdef CONFIG_HUGETLB_PAGE
		atomic_long_t hugetlb_usage;
#endif
		struct work_struct async_put_work;

#ifdef CONFIG_IOMMU_SUPPORT
		u32 pasid;
#endif
	} __randomize_layout;

	unsigned long cpu_bitmap[];
};

mm_struct 数据结构中主要成员的含义如下：

  • mmap：进程里所有的 VMA 形成一个单链表，这是该链表的头
  • mmrb：VMA 红黑树的根节点
  • get_unmapped_area：用于判断虚拟内存空间是否有足够的空间，返回一段没有映射过的空间的起始地址，这个函数会使用具体的处理器架构的实现
  • mmap_base：指向 mmap 空间的起始地址。在 32 位处理器中，mmap 空间的起始地是 0x4000 0000
  • pgd：指向进程的 PGD（一级页表）
  • mm_users：记录正在使用该进程地址空间的进程数目，如果两个线程共享该地址空间那么 mm_users 的值等于 2
  • mm_count：mm_struct 结构体的主引用计数
  • mmap_sem：保护 VMA 的一个读写信号量
  • mmlist：所有的 mm_struct 数据结构都连接到一个双向链表中，该链表的头是 init_mm 内存描述符，它是 init 进程的地址空间
  • start_code，end_code：代码段的起始地址和结束地址
  • start_data，end_data：数据段的起始地址和结束地址
  • start_brk：堆空间的起始地址
  • brk：表示当前堆中的 VMA 的结束地址
  • total_vm：已经使用的进程地址空间总和

从进程的角度来观察内存管理，可以沿着 mm_struct 数据结构进行延伸和思考，如下图所示。

VMA 数据结构

VMA（vm_area_struct）数据结构定义在 mm_types.h 文件中，其主要成员如下。

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include/1inux/mm_types.h>
struct vm_area_struct {
	/* The first cache line has the info for VMA tree walking. */

	unsigned long vm_start;		/* Our start address within vm_mm. */
	unsigned long vm_end;		/* The first byte after our end address
					   within vm_mm. */

	/* linked list of VM areas per task, sorted by address */
	struct vm_area_struct *vm_next, *vm_prev;

	struct rb_node vm_rb;

	unsigned long rb_subtree_gap;

	/* Second cache line starts here. */

	struct mm_struct *vm_mm;	/* The address space we belong to. */

	pgprot_t vm_page_prot;
	unsigned long vm_flags;		/* Flags, see mm.h. */

	struct {
		struct rb_node rb;
		unsigned long rb_subtree_last;
	} shared;

	struct list_head anon_vma_chain; /* Serialized by mmap_lock &
					  * page_table_lock */
	struct anon_vma *anon_vma;	/* Serialized by page_table_lock */

	/* Function pointers to deal with this struct. */
	const struct vm_operations_struct *vm_ops;

	/* Information about our backing store: */
	unsigned long vm_pgoff;		/* Offset (within vm_file) in PAGE_SIZE
					   units */
	struct file * vm_file;		/* File we map to (can be NULL). */
	void * vm_private_data;		/* was vm_pte (shared mem) */

#ifdef CONFIG_SWAP
	atomic_long_t swap_readahead_info;
#endif
#ifndef CONFIG_MMU
	struct vm_region *vm_region;	/* NOMMU mapping region */
#endif
#ifdef CONFIG_NUMA
	struct mempolicy *vm_policy;	/* NUMA policy for the VMA */
#endif
	struct vm_userfaultfd_ctx vm_userfaultfd_ctx;
} __randomize_layout;

VMA 数据结构中各个成员的含义如下：

  • vm_start 和 vm_end：指定 VMA 在进程地址空间的起始地址和结束地址
  • vm_next 和 vm_prev：进程的 VMA 都连接成一个链表
  • vmrb：VMA 作为一个节点加入红黑树，每个进程的 mm_struct 数据结构中都有一棵红黑树 mm->mm_rb
  • vm_mm：指向该 VMA 所属进程的 mm_struct 数据结构
  • vm_page_prot：VMA 的访问权限
  • vm_flags：描述该 VMA 的一组标志位
  • anon_vma_chain 和 anon_vma：用于管理反向映射（Reverse Mapping，RMAP）
  • vm_ops：指向许多方法的集合，这些方法用于在 VMA 中执行各种操作，通常用于文件映射
  • vm_pgoff：指定文件映射的偏移量，这个变量的单位不是字节，而是页面的大小件映射。（PAGE SIZE）。对于匿名页面来说，它的值可以是 0 或者 vm_addr/PAGE_SIZE
  • vm_file：指向 file 的实例，描述一个被映射的文件

mm_struct 数据结构是描述进程内存管理的核心数据结构，该数据结构提供了管理 VMA 所需要的信息，每个 VMA 都要连接到 mm_struct 中的链表和红黑树，以方便查找。

VMA 按照起始地址以递增的方式插入 mm_struct->mmp 链表中。当进程拥有大量的 VMA 时，扫描链表和查找特定的 VMA 是非常低效的操作，如在云计算的机器中，所以内核中通常需要红黑树来协助，以便提高查找速度。 站在进程的角度来看，我们可以从进程控制块。task_struct 数据结构里顺藤摸瓜找到该进程所有的 VMA，如图所示。

  • task_struct 结结构中有一个 mm 成员指向进程的内存管理描述符 mm_struct 数据结构
  • 可以通过 mm_struct 数据结构中的 mmap 成员来遍历所有的 VMA
  • 也可以通过 mm_struct 数据结构中的 mm_rb 成员来遍历和查找 VMA
  • mm_struct 数据结构的 pgd 成员指向进程的页表，每个进程都有一份独立的页表
  • 当 CPU 第一次访问虚拟地址空间时会触发缺页异常。在缺页异常处理中，分配物理页面，利用分配的物理页面来创建页表项并且填充页表，完成虚拟地址到物理地址的映射关系的建立

VMA 的属性

作为一个进程地址空间的区间，VMA 是有属性的，如可读/可写、共享等属性。vm_flags 成员描述这些属性，描述了该 VMA 的全部页面信息，包括如何映射页面、访问每个页面的权限等信息，VMA 属性的标志位如下所示。

  • VM_READ: 可读属性
  • VM_WRITE: 可写属性
  • VM_EXEC: 可执行
  • VM_SHARED: 允许被多个进程共享
  • VM_MAYREAD: 允许设置 VM_READ 属性
  • VM_MAYWRITE: 允许设置 VM WRITE 属性
  • VM_MAYEXEC: 允许设置 VM EXEC 属性
  • VM_MAYSHARE: 允许设置 VM SHARED 属性
  • VM_GROWSDOWN: 该 VMA 允许向低地址增长
  • VM_UFFD_MISSING: 表示该 VMA 适用于用户态的缺页异常处理
  • VM_PFNMAP: 表示使用纯正的 PFN，不需要使用内核的 page 数据结构来管理物理页面
  • VM_DENYWRITE: 表示不允许写入
  • VM_UFFD_WP: 用于页面的写保护跟踪
  • VM_LOCKED: 表示该 VMA 的内存会立刻分配物理内存，并且页面被锁定，不会被交换到交换分区
  • VM_IO: 表示 I/0 内存映射
  • VM_SEQ_READ: 表示应用程序会顺序读该 VMA 的内容
  • VM_RAND_READ: 表示应用程序会随机读该 VMA 的内容
  • VM_DONTCOPY: 表示在创建分支时不要复制该 VMA
  • VM_DONTEXPAND: 通过 mremapo 系统调用禁止 VMA 扩展
  • VM_ACCOUNT: 在创建 IPC 以共享 VMA 时，检测是否有足够的空闲内存用于映射
  • VM_HUGETLB: 用于巨页的映射
  • VM_SYNC: 表示同步的缺页异常
  • VM_ARCH_1: 与架构相关的标志位
  • VM_WIPEONFORK: 表示不会从父进程相应的 VMA 中复制页表到子进程的 VMA 中
  • VM_DONTDUMP: 表示该 VMA 不包含到核心转储文件中
  • VM_SOFTDIRTY: 软件模拟实现的脏位。用于一些特殊的架构，需要打开 CONFIG_MEM_SOFT_DIRTY
  • VM_MIXEDMAP: 表示混合使用了纯 PFN 以及 page 数据结构的页面，如使用 vm_insert_page() 函数插入 VMA
  • VM_HUGEPAGE: 表示在 madvise 系统调用中使用 MADV_HUGEPAGE 标志位来标记该 VMA
  • VM_NOHUGEPAGE: 表示在 madvise 系统调用中使用 MADV_NOHUGEPAGE 标志位来标记该 VMA
  • VM_MERGEABLE: 表示该 VMA 是可以合并的，用于 KSM 机制
  • VM_SPECIAL: 表示该 VMA 是不可以合并的

VMA 属性的标志位可以任意组合，但是最终要落实到硬件机制上，即页表项的属性中。VMA 属性到页表属性的转换如下图所示。vm_area_struct 数据结构中有两个成员和属性相关：一个是 vm_flags 成员，用于描述 VMA 的属性；另外一个是 vm_page_prot 成员，用于将 VMA 属性标志位转换成与处理器相关的页表项的属性，它和具体架构相关。

在创建一个新的 VMA 时使用 vm_get_page_prot() 函数可以把 vm_flags 标志位转化成具页表项的硬件标志位。

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<mm/mmap.c>
pgprot_t vm_get_page_prot(unsigned long vm_flags)
{
	pgprot_t ret = __pgprot(pgprot_val(protection_map[vm_flags &
				(VM_READ|VM_WRITE|VM_EXEC|VM_SHARED)]) |
			pgprot_val(arch_vm_get_page_prot(vm_flags)));

	return arch_filter_pgprot(ret);
}
EXPORT_SYMBOL(vm_get_page_prot);

这个转化过程得益于内核预先定义了一个内存属性数组 protection_map[], 我们只需要根据 vm_flag 标志位来查询这个数组即可，在这个场景下，通过查询 protection_map[] 数组可以获得页表属性。

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pgprot_t protection_map[16] __ro_after_init = {
	__P000, __P001, __P010, __P011, __P100, __P101, __P110, __P111,
	__S000, __S001, __S010, __S011, __S100, __S101, __S110, __S111
};

protection_map[] 数组的每个成员代表一个属性的组合，如__P000 表示无效的 PTE 属性，__P001 表示只读属性，__P1O0 表示可执行属性（PAGE_EXECONLY）等。

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#define __P000		PAGE_NONE
#define __P001		__pgprot(CF_PAGE_VALID \
				 | CF_PAGE_ACCESSED \
				 | CF_PAGE_READABLE)
#define __P010		__pgprot(CF_PAGE_VALID \
				 | CF_PAGE_ACCESSED \
				 | CF_PAGE_WRITABLE)
#define __P011		__pgprot(CF_PAGE_VALID \
				 | CF_PAGE_ACCESSED \
				 | CF_PAGE_READABLE \
				 | CF_PAGE_WRITABLE)
#define __P100		__pgprot(CF_PAGE_VALID \
				 | CF_PAGE_ACCESSED \
				 | CF_PAGE_EXEC)
#define __P101		__pgprot(CF_PAGE_VALID \
				 | CF_PAGE_ACCESSED \
				 | CF_PAGE_READABLE \
				 | CF_PAGE_EXEC)
#define __P110		__pgprot(CF_PAGE_VALID \
				 | CF_PAGE_ACCESSED \
				 | CF_PAGE_WRITABLE \
				 | CF_PAGE_EXEC)
#define __P111		__pgprot(CF_PAGE_VALID \
				 | CF_PAGE_ACCESSED \
				 | CF_PAGE_READABLE \
				 | CF_PAGE_WRITABLE \
				 | CF_PAGE_EXEC)

下面以只读属性（PAGE_READONLY）来看，它究竟包含哪些页表项的标志位。

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#define PAGE_READONLY		__pgprot(_PAGE_DEFAULT | PTE_USER | PTE_RDONLY | PTE_NG | PTE_PXN | PTE_UXN)
#define _PAGE_DEFAULT		(_PROT_DEFAULT | PTE_ATTRINDX(MT_NORMAL))
#define _PROT_DEFAULT		(PTE_TYPE_PAGE | PTE_AF | PTE_SHARED)

把上述的宏全部展开，我们可以得到如下页表项的标志位。

  • PTE_TYPE_PAGE：表示这是一个基于页面的页表项，即设置页表项的 Bit[1:O]
  • PTE_AF：设置访问位
  • PTE_SHARED：设置内存共享属性
  • MT_NORMAL：设置内存属性为 normal
  • PTE_USER：设置 AP 访问位，允许通过用户权限访问该内存
  • PTE_NG：设置该内存对应的 TLB 只属于该进程
  • PTE_PXN：表示该内存不能在特权模式下执行
  • PTE_UXN：表示该内存不能在用户模式下执行
  • PTE_RDONLY：表示只读属性

内核如何管理内存

Linux 进程在内核中作为进程描述符 task_struct 的实例实现。task_struct 中的 mm 字段指向内存描述符 mm_struct ，它是程序内存的执行内容。它存储了如上所示的内存段的开始和结束、进程使用的物理内存页数（rss 代表 Resident Set Size）、使用的虚拟地址空间 以及其他信息。

每个虚拟内存区域（VMA）是一个连续的虚拟地址范围；这些区域永远不会重叠。vm_area_struct 的实例完整地描述了一个内存区域，包括其起始和结束地址、用于确定访问权限和行为的标志，以及用于指定该区域映射的文件（如果有）的 vm_file 字段。不映射文件的 VMA 是匿名的。除了内存映射段之外，上面的每个内存段（例如，堆、堆栈）对应于单个 VMA。这不是必需的，尽管这在 x86 机器中很常见。VMA 不关心它们位于哪个段。 程序的 VMA 都以链表形式存储在其内存描述符中 mmap 字段，按起始虚拟地址排序，并作为以 mm_rb 字段为根的红黑树 。红黑树允许内核快速搜索覆盖给定虚拟地址的内存区域。当您读取文件/proc/pid_of_process/maps 时，内核只是遍历进程的 VMA 链接列表并打印每一个 VMA。

VMA 的大小必须是页面大小的倍数。处理器查阅页表以将虚拟地址转换为物理内存地址。每个进程都有自己的一组页表；每当发生进程切换时，用户空间的页表也会切换。Linux 在内存描述符的 pgd 字段中存储指向进程页表的指针。页表中的每个虚拟页都对应一个页表项 (PTE)，在常规 x86 分页中，它是一个简单的 4 字节记录，如下所示：

malloc 函数

malloc() 函数是 C 标准库封装的一个核心函数，C 标准库做一些处理后会调用 Linux 的系线调用接口 brk 向系统申请内存。

brk 系统调用

brk 系统调用主要实现在 mm/mmap.c 文件中。

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SYSCALL_DEFINE1(brk, unsigned long, brk)

详细流程这里不一一列出来了，下面用一张图概括 brk 的流程，如下：

malloc 流程

假设不考虑 libc 的因素，malloc() 分配 100 字节，那么内核会分配多少字节呢？处理器的 MMU 的最小处理单元是页面，所以内核分配内存、建立虚拟地址和物理地址映射关系都以页面为单位，PAGE_ALIGN（addr）宏让地址按页面大小对齐。 下图所示为 malloc() 函数的实现流程。

mmap 函数

mmap/munmap 函数是用户空间中常用的系统调用函数，无论是在用户程序中分配内存、读写大文件、链接动态库文件，还是多进程间共享内存，都可以看到 mmp/munmap() 函数的身影。mmp/munmap 函数的声明如下。

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#include <sys/mman.h>
void *mmap (void *addr,size_t length,int prot,int flags,
        int fd,off_t offset);
int munmap(void *addr,size_t length);

mmap/munmap 函数的参数如下。

  • addr：用于指定映射到进程地址空间的起始地址，为了提高应用程序的可移植性，一般设置为 NULL，让内核来分配一个合适的地址
  • length：表示映射到进程地址空间的大小
  • prot：用于设置内存映射区域的读写属性等
  • flags：用于设置内存映射的属性，如共享映射、私有映射等
  • fd：表示这是一个文件映射，fd 是打开的文件的句柄
  • offset：在文件映射时，表示文件的偏移量。prot 参数通常表示映射页面的读写权限，有如下参数组合
  • PROT_EXEC：表示映射的页面是可以执行的
  • PROT_READ：表示映射的页面是可以读取的
  • PROT_WRITE：表示映射的页面是可以写入的
  • PROT_NONE：表示映射的页面是不可访问的

flags 参数是一个很重要的参数，可以设置为以下值。

  • MAP_SHARED：创建一个共享映射的区域。多个进程可以通过共享映射方式来映射一个文件，这样其他进程也可以看到映射内容的改变，修改后的内容会同步到磁盘文件中
  • MAP_PRIVATE：创建一个私有的写时复制的映射。多个进程可以通过私有映射的方式来映射一个文件，这样其他进程不会看到映射内容的改变，修改后的内容也不会同步到磁盘文件中
  • MAP_ANONYMOUS：创建一个匿名映射，即没有关联到文件的映射
  • MAP_FIXED：使用参数 addr 创建映射，如果在内核中无法映射指定的地址，那么 mmap 会返回失败，参数 addr 要求按页对齐。如果 addr 和 length 指定的进程地址空间和已有的 VMA 重叠，那么内核会调用 do_munmapO 函数把这段重叠区域销毁，然后重新映射新的内容
  • MAP_POPULATE：对于文件映射来说，会提前预读文件内容到映射区域，该特性只支持私用映射

通过参数 fd 可以看出 mmap 映射是否和文件相关联，因此在 Linux 内核中，映射可以分成匿名映射和文件映射。

  • 匿名映射：没有映射对应的相关文件，匿名映射的内存区域的内容会初始化为 0
  • 文件映射：映射和实际文件相关联，通常把文件内容映射到进程地址空间，这样应用程序就可以像操作进程地址空间一样读写文件

私有匿名映射

当使用参数 fd=-1 且 flags = MAP_ANONYMOUS|MAP_PRIVATE 时，创建的 mmap 映射是私有匿名映射。私有匿名映射常见的用途是在 glbc 分配大内存块时，如果需要分配的内存大 MMAP_THREASHOLD（128KB），glibc 会默认使用 mmap 代替 brk 来分配内存。

共享匿名映射

当使用参数 fd=-1 且 flags = MAP_ANONYMOUS | MAP_SHARED 时，创建的 mmap 映射是共享匿名映射。共享匿名映射让相关进程共享一块内存区域，通常用于父、子进程之间的通信创建共享匿名映射有如下两种方式。

  • 使 fd=-1 且 flags = MAP_ANONYMOUS | MAP_SHARED。在这种情况下，do_mmap_pgoffO->mmap_region() 函数最终会调用 shmem_zero_setup()：来打开一个特殊的“/dev/zero”设备文件
  • 直接打开“/dev/zero”设备文件，然后使用这个文件句柄来创建 mmap

上述两种方式最终都调用 shmem 模块来创建共享匿名映射。

私有文件映射

创建文件射时如果 flags 设置为 MAPP_PRIVATE，就会创建私有文件映射。私有文件映射常用的场景是加载动态共享库。

共享文件映射

创建文件映射时，如果 flags 设置为 MAP_SHARED，就会创建共享文件映射。如果 prot 参数指定了 PROT_WRITE，那么打开文件时需要指定 O_RDWR 标志位。共享文件映射通常有 mmap 如下两个常用的场景。

  • 读写文件。把文件内容映射到进程地址空间，同时对映射的内容做了修改，内核的回写（writeback）机制最终会把修改的内容同步到磁盘中
  • 进程间通信。进程之间的进程地址空间相互隔离，一个进程不能访问另外一个进程的地址空间。如果多个进程同时映射到一个文件，就实现了多进程间的共享内存通信。如果一个进程对映射内容做了修改，那么另外的进程是可以看到的

小结

mmap 机制在 Linux 内核中实现的代码框架和 brk 机制非常类似，其中有很多关于 VMA 的操作。mmap 机制和缺页中断机制结合在一起会变得复杂很多。mmap 机制在 Linux 内核中的实现流程如图所示。

参考文献

https://letrungthang.blogspot.com/2010/12/chuyen-tiet-kiem-mua-nha-cua-gioi.html
《奔跑吧 Linux 内核》