Linux 下的 mmap()

gogojesse

以下希望藉由一個實際可以在user mode運作的API, mmap()
) C. B! ^8 v' J# G讓programmer能夠感受到MMU這個硬體在系統中所扮演的角色

/ _2 O- l) V2 [# H$ j7 Q; |# H寫linux底下driver的人常常會看到這個東西 mmap()
7 G/ n& V# p9 @: ~) R/ u在user mode program裡面假如你用open( "/dev/xxx", ... )
0 ~8 b$ f1 ?% ~2 ]" @去打開一個檔案系統的節點
就可以用這個file descriptor的handler對他做mmap()的動作
, k+ U3 s9 ]  G% b& o$ ?1 S, e4 Q那這個mmap究竟背後藏了哪些意義?
又有哪些硬體在工作才能達成?
' z& g0 ?* G5 X
# w8 u6 l6 I3 E. ommap的字面意義是memory map
顧名思義就是『記憶體映對』
簡單來看，就是用mmap()幫你做對映
對映好了，對著傳回的address作存取
5 A$ G; {) ^1 j+ y  L就等於對檔案作存取
5 J" T" K0 g- F
5 E4 A! M6 c( G2 b% X1. 首先來看mmap()一般是怎麼被使用的 (這邊可以先不用管要傳什麼參數)
int fd, mapSize, offset, start;
! |( x6 u: u, b4 wchar* ptr;
/ |$ b; |6 b. p+ O6 s
mapSize = 0x1000; /* 希望映對多大的區塊 */
8 A" @/ d) u+ r1 [offset = 0;
start = 0;
/ F& E, C( `/ H* K* E/* 打開檔案 */
fd = open( "/home/tester/a.txt", O_RDWR | O_SYNC );  
/* 作mmap動作，取得一個對應好的address */
ptr = mmap( 0, map_size, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_SHARED, fd, offset );
* ~8 ^6 A; h' L# A/ g
假如一切順利的話 ptr 就會接到一個address，這個address會對應到a.txt這個檔案所在的起始位置，
" C- A1 Z5 r5 `! M, @# a( X; g* ^如果這時候我們用 strcpy( ptr, "hello!!" );

' [) T% z  m! `8 o: ua.txt裡面就會被寫入"hello!!"的字串
& _9 C1 `5 z  p7 t$ N% A2 @
& D* n- P* P  G: L, R! d/ A. Q$ q2. 假如我寫了兩個程式，都是用mmap()到同一個a.txt，程式會不會出問題? 如果不會，那我既然對同一個檔案作mmap(),那我拿到的ptr不是應該是相同的address?
3 [( S, l$ f- x9 ?6 p6 Q9 x
: b$ K6 w) b* q" q5 P% J( s答案是：兩個程式可以正常執行，但是這兩個回傳的address不一定相同。
% i0 \8 H" R8 Y- C% C7 E" ?6 ?1 @why?  為什麼對同一個檔案寫入，也都做同樣的mmap()動作，甚至傳的參數值都相同。
  C1 @& |0 l; s為什麼拿到的address可以是不同的? 更奇怪的是，位址不同，還是同樣寫到同一個檔案上頭。

假如這一切都是合理的，那表示雖然這兩個位址不一定相同，其實都是對映同一個地方，表示有某種東西記錄著這個對應關係。而且，兩個program的ptr有時候會一樣，可是有時候又不一樣。唯一個可能是表示兩個process各自保有這些映對的方式。
' H$ G1 |2 ^. d- _- d9 [9 M& r9 }/ w, a
8 a+ P$ Q% V' Q4 D) k( J$ C3. 假設我只寫一個程式，但是mmap()兩次到同一個檔案上呢? 得到的兩個ptr會一樣嗎?

& K8 y1 ]" y) u9 @% Y4 O3 l答案是：這個兩ptr還是不一樣的，兩個不同program 跑出來的mmap()結果不同也就算了，同一個program呼叫兩次mmap()跑出來的ptr也不一樣，但又都對映著相同的檔案a.txt。因此我們又可以猜測這一個mmap()是動態的，動態去產生一種應對的方式，將傳回的ptr對應到真正的檔案a.txt去，所以同一個process可以對應好幾次，好幾次都用不同的address去對映到相同的檔案上去。
0 }) D- o2 B' T+ h& l2 ~% U2 Q
4 H! G# e0 Y* H3 J% J3 J綜合上面三種現象，我們合理的懷疑系統裡面存在了一個東西，它讓每一個process可以動態地記錄address的對應關係。並且，每個process各自擁有這個table，而這些對映的關係會動態的反應在這個table當中。

9 t  I! E- u( l( k. P0 n回想一下一個系統有誰會做這種工作，不就是MMU所擔任的重要角色嗎?
1 ?4 s2 Y" @& i. F" K; k每個process各自擁有自己的 page table 當他呼叫mmap()的時候，系統就動態地幫她在這個table上寫上紀錄著
9 h+ E9 f' I. }5 d. q
[processA-pgtable]
+ O9 q! O- Y6 B0 t/ Y0x00008000 ptr1 --> a.txt
0xa0008000 ptr2 --> a.txt

[processB-pgtable]
$ W  Q  F6 \" F# C, Z7 H4 _0x00008000 ptr1 --> a.txt
0xb0008000 ptr2 --> a.txt

8 k' q# e2 V9 r這樣ptr1, ptr2都可以對應到相同的地方，又因為各個process又有不同table，所以有時候ptr1有可能會相同。
如此一來，我們終於可以合理的解釋我們觀察mmap()為何對映出來的address會有如此的表現。原來就是MMU被加入，而且OS又被設計成每個process都會各自擁有一個page table來記錄他對記憶體如何解讀。

gogojesse

略寫下兩個延伸的想像問題
. g" J7 r& m, e; ?或許有人有興趣可以回答或是深入研究
5 A0 O5 e1 v. c* C  V8 _
; q4 l) L3 b# c; G& p5 s[延伸想像]
/ Z2 y3 `. U0 Q# p8 j$ \% I我們又可以仔細想想假如每個process都有各自的table
那麼從一個process做context switch到另外一個process的時候
代表所用的table是不同的
" o* k2 T9 ?0 T4 u; Y3 Bwow!!!可想而知系統是很忙碌的，1秒鐘context switch 10次就要替mmu切換10次page table的mmap方式
不然process用錯page table可能就會指到錯誤的位址
那OS到底怎麼切換這些page table?
4 H+ ]* e5 u# b, ?kernel和user program的page table有什麼不同??

[延伸想像]
/ N+ K- X; |, H) ^" U7 L4 j' {假如我們可以修改page table的權利，是不是就可以寫出一個可以偷取別的process data的東西?因為我可以偷偷的map過去他的address space讀取它的資料??    有辦法嗎? 還是根本沒機會?