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()
讓programmer能夠感受到MMU這個硬體在系統中所扮演的角色

寫linux底下driver的人常常會看到這個東西 mmap()
5 r1 G% W) ]1 ?3 ~% `: S在user mode program裡面假如你用open( "/dev/xxx", ... )
; \& u9 X5 B: y. y* I7 t3 r8 t! Z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
" s4 _2 S% r* b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?

* k8 Q7 X7 t3 ]8 |- H; G' H1 Emmap的字面意義是memory map
1 G  l* O: A# U! l顧名思義就是『記憶體映對』
8 y0 W6 B2 `3 A( e簡單來看，就是用mmap()幫你做對映
- Y2 c$ ^9 K. F5 z0 H+ ^3 H& B對映好了，對著傳回的address作存取
8 C) h' [; Z  c! Z$ S5 ^就等於對檔案作存取

+ G/ o* |: p* h3 H6 m! k1. 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;
char* ptr;
6 S; m: F4 ?6 I7 G
, c( k  z1 m+ WmapSize = 0x1000; /* 希望映對多大的區塊 */
offset = 0;
start = 0;
8 r: a( C: K4 B- N/* 打開檔案 */
" }, [+ n7 t1 D, Gfd = open( "/home/tester/a.txt", O_RDWR | O_SYNC );  
! R' D- I$ }( i7 c; L! D6 I# i/* 作mmap動作，取得一個對應好的address */
2 ^; f# @, }& h& a' \# \ptr = mmap( 0, map_size, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_SHARED, fd, offset );
$ j) S; T+ U4 R% Q0 e6 y% I* t
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，
如果這時候我們用 strcpy( ptr, "hello!!" );
$ S, \! B# s9 c, D. k, U  `
8 [5 R( M6 K  v" F. J: O% Aa.txt裡面就會被寫入"hello!!"的字串

2. 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?
1 A  m1 G1 U, l5 c  j/ e
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。
( \* j9 X; V7 v8 }( [( C- i" Q3 Xwhy?  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。
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。

. X- K6 `0 `* ~4 ?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。

3. 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?

* R% H  ~6 C8 ~+ m6 _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。
9 k0 x4 {& G4 B5 E% @* X# Y2 S
/ e# S+ m9 n- Q2 R9 H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。

( n. U1 B! N. p* p" i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?
% ?4 U5 _5 y, D' N% U# K1 `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

2 }9 j1 d/ {: S[processA-pgtable]
0x00008000 ptr1 --> a.txt
0xa0008000 ptr2 --> a.txt
! A: }: E4 D3 ]. P6 ^7 P) U
[processB-pgtable]
: Z  R- [+ f2 Q/ f/ L& \0x00008000 ptr1 --> a.txt
' S/ T4 S0 V) E0 L( q+ M6 e* i  a0xb0008000 ptr2 --> a.txt
2 r  G8 c6 \+ b/ h6 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。
4 X. [0 j# r7 _2 R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
1 R, Q8 }% z1 }, l$ f- @0 s' X或許有人有興趣可以回答或是深入研究
4 d( h8 D4 w$ |$ I5 ^2 ?
3 Q- C8 r: X3 A( e/ S" M1 m4 @. S[延伸想像]
7 T9 K9 Z( \4 X我們又可以仔細想想假如每個process都有各自的table
7 t  M( f6 a1 w那麼從一個process做context switch到另外一個process的時候
5 K& g/ J$ O6 q! y1 T代表所用的table是不同的
wow!!!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
$ k( l6 O- a: b# k; g* Q% \$ p( M不然process用錯page table可能就會指到錯誤的位址
" R9 Y9 i# ?/ U' @那OS到底怎麼切換這些page table?
kernel和user program的page table有什麼不同??

[延伸想像]
  R2 k7 Y4 ^% Z6 m% B9 o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?