Android中mmap原理及应用简析

mmap是Linux中常用的系统调用API，用途广泛，Android中也有不少地方用到，比如匿名共享内存，Binder机制等。本文简单记录下Android中mmap调用流程及原理。mmap函数原型如下：

void *mmap(void *start,size_t length,int prot,int flags,int fd,off_t offsize);
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几个重要参数

• 参数start：指向欲映射的内存起始地址，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。
• 参数length：代表将文件中多大的部分映射到内存。
• 参数prot：映射区域的保护方式。可以为以下几种方式的组合：

返回值是void *类型，分配成功后，被映射成虚拟内存地址。

mmap属于系统调用，用户控件间接通过swi指令触发软中断，进入内核态（各种环境的切换），进入内核态之后，便可以调用内核函数进行处理。 mmap->mmap64->__mmap2->sys_mmap2-> sys_mmap_pgoff ->do_mmap_pgoff

/Users/personal/source_code/android/platform/bionic/libc/bionic/mmap.cpp:

/Users/personal/source_code/android/platform/bionic/libc/arch-arm/syscalls/__mmap2.S:

而 __NR_mmap在系统函数调用表中对应的减值如下：

通过系统调用，执行swi软中断，进入内核态，最终映射到call.S中的内核函数：sys_mmap2

sys_mmap2最终通过sys_mmap_pgoff在内核态完成后续逻辑。

sys_mmap_pgoff通过宏定义实现

/Users/personal/source_code/android/kernel/common/mm/mmap.c:

进而调用do_mmap_pgoff：

/Users/personal/source_code/android/kernel/common/mm/mmap.c:

unsigned long do_mmap_pgoff(struct file *file, unsigned long addr,
			unsigned long len, unsigned long prot,
			unsigned long flags, unsigned long pgoff,
			unsigned long *populate)
{
	struct mm_struct * mm = current->mm;
	struct inode *inode;
	vm_flags_t vm_flags;

	*populate = 0;
    ...
	<!--获取用户空间有效虚拟地址-->
	addr = get_unmapped_area(file, addr, len, pgoff, flags);
	...
	inode = file ? file_inode(file) : NULL;
   ...
   <!--分配，映射，更新页表-->
	addr = mmap_region(file, addr, len, vm_flags, pgoff);
	if (!IS_ERR_VALUE(addr) &&
	    ((vm_flags & VM_LOCKED) ||
	     (flags & (MAP_POPULATE | MAP_NONBLOCK)) == MAP_POPULATE))
		*populate = len;
	return addr;
}
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get_unmapped_area用于为用户空间找一块内存区域，

unsigned long
get_unmapped_area(struct file *file, unsigned long addr, unsigned long len,
		unsigned long pgoff, unsigned long flags)
{
	unsigned long (*get_area)(struct file *, unsigned long,
				  unsigned long, unsigned long, unsigned long);
	...
	get_area = current->mm->get_unmapped_area;
	if (file && file->f_op && file->f_op->get_unmapped_area)
		get_area = file->f_op->get_unmapped_area;
	addr = get_area(file, addr, len, pgoff, flags);
	...
	return error ? error : addr;
}
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current->mm->get_unmapped_area一般被赋值为arch_get_unmapped_area_topdown，

unsigned long
arch_get_unmapped_area_topdown(struct file *filp, const unsigned long addr0,
			const unsigned long len, const unsigned long pgoff,
			const unsigned long flags)
{
	struct vm_area_struct *vma;
	struct mm_struct *mm = current->mm;
	unsigned long addr = addr0;
	int do_align = 0;
	int aliasing = cache_is_vipt_aliasing();
	struct vm_unmapped_area_info info;

	...	
	
	addr = vm_unmapped_area(&info);
   ...
	return addr;
}
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先找到合适的虚拟内存（用户空间），几经周转后，调用相应文件或者设备驱动中的mmap函数，完成该设备文件的mmap，至于如何处理处理虚拟空间，要看每个文件的自己的操作了。

这里有个很关键的结构体

const struct file_operations	*f_op;
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它是文件驱动操作的入口，在open的时候，完成file_operations的绑定，open流程跟mmap类似

先通过get_unused_fd_flags获取个未使用的fd，再通过do_file_open完成file结构体的创建及初始化，最后通过fd_install完成fd与file的绑定。

重点看下path_openat：

static struct file *path_openat(int dfd, struct filename *pathname,
		struct nameidata *nd, const struct open_flags *op, int flags)
{
	struct file *base = NULL;
	struct file *file;
	struct path path;
	int opened = 0;
	int error;

	file = get_empty_filp();
	if (IS_ERR(file))
		return file;

	file->f_flags = op->open_flag;

	error = path_init(dfd, pathname->name, flags | LOOKUP_PARENT, nd, &base);
	if (unlikely(error))
		goto out;

	current->total_link_count = 0;
	error = link_path_walk(pathname->name, nd);
	if (unlikely(error))
		goto out;

	error = do_last(nd, &path, file, op, &opened, pathname);
	while (unlikely(error > 0)) { /* trailing symlink */
		struct path link = path;
		void *cookie;
		if (!(nd->flags & LOOKUP_FOLLOW)) {
			path_put_conditional(&path, nd);
			path_put(&nd->path);
			error = -ELOOP;
			break;
		}
		error = may_follow_link(&link, nd);
		if (unlikely(error))
			break;
		nd->flags |= LOOKUP_PARENT;
		nd->flags &= ~(LOOKUP_OPEN|LOOKUP_CREATE|LOOKUP_EXCL);
		error = follow_link(&link, nd, &cookie);
		if (unlikely(error))
			break;
		error = do_last(nd, &path, file, op, &opened, pathname);
		put_link(nd, &link, cookie);
	}
out:
	if (nd->root.mnt && !(nd->flags & LOOKUP_ROOT))
		path_put(&nd->root);
	if (base)
		fput(base);
	if (!(opened & FILE_OPENED)) {
		BUG_ON(!error);
		put_filp(file);
	}
	if (unlikely(error)) {
		if (error == -EOPENSTALE) {
			if (flags & LOOKUP_RCU)
				error = -ECHILD;
			else
				error = -ESTALE;
		}
		file = ERR_PTR(error);
	}
	return file;
}
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拿Binder设备文件为例子，在注册该设备驱动的时候，对应的file_operations已经注册好了，

open的时候，只需要根根inode节点，获取到file_operations既可，并且，在open成功后，要回调file_operations中的open函数

open后，就可以利用fd找到file，之后利用file中的file_operations *f_op调用相应驱动函数，接着看mmap。

Binder mmap 的作用及原理（一次拷贝）

Binder机制中mmap的最大特点是一次拷贝即可完成进程间通信。Android应用在进程启动之初会创建一个单例的ProcessState对象，其构造函数执行时会同时完成binder mmap，为进程分配一块内存，专门用于Binder通信，如下。

ProcessState::ProcessState(const char *driver)
    : mDriverName(String8(driver))
    , mDriverFD(open_driver(driver))
    ...
 {
    if (mDriverFD >= 0) {
        // mmap the binder, providing a chunk of virtual address space to receive transactions.
        mVMStart = mmap(0, BINDER_VM_SIZE, PROT_READ, MAP_PRIVATE | MAP_NORESERVE, mDriverFD, 0);
        ...
    }
}
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第一个参数是分配地址，为0意味着让系统自动分配，流程跟之前分子类似，先在用户空间找到一块合适的虚拟内存，之后，在内核空间也找到一块合适的虚拟内存，修改两个控件的页表，使得两者映射到同一块物力内存。

Linux的内存分用户空间跟内核空间，同时页表有也分两类，用户空间页表跟内核空间页表，每个进程有一个用户空间页表，但是系统只有一个内核空间页表。而Binder mmap的关键是：也更新用户空间对应的页表的同时也同步映射内核页表，让两个页表都指向同一块地址，这样一来，数据只需要从A进程的用户空间，直接拷贝拷贝到B所对应的内核空间，而B多对应的内核空间在B进程的用户空间也有相应的映射，这样就无需从内核拷贝到用户空间了。

static int binder_mmap(struct file *filp, struct vm_area_struct *vma)
{
	int ret;
    ...
	if ((vma->vm_end - vma->vm_start) > SZ_4M)
		vma->vm_end = vma->vm_start + SZ_4M;
   ...
	// 在内核空间找合适的虚拟内存块
	area = get_vm_area(vma->vm_end - vma->vm_start, VM_IOREMAP);
   proc->buffer = area->addr;
   <!--记录用户空间虚拟地址跟内核空间虚拟地址的差值-->
   proc->user_buffer_offset = vma->vm_start - (uintptr_t)proc->buffer;
		...
	proc->pages = kzalloc(sizeof(proc->pages[0]) * ((vma->vm_end - vma->vm_start) / PAGE_SIZE), GFP_KERNEL);
   ..<!--分配page，并更新用户空间及内核空间对应的页表-->
	ret = binder_update_page_range(proc, 1, proc->buffer, proc->buffer + PAGE_SIZE, vma);
	...
	return ret;
}
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binder_update_page_range完成了内存分配、页表修改等关键操作：

static int binder_update_page_range(struct binder_proc *proc, int allocate,
            void *start, void *end,
            struct vm_area_struct *vma)
{
...
 <!--一页页分配-->
for (page_addr = start; page_addr < end; page_addr += PAGE_SIZE) {
	int ret;
	struct page **page_array_ptr;
	<!--分配一页-->
	page = &proc->pages[(page_addr - proc->buffer) / PAGE_SIZE];
	*page = alloc_page(GFP_KERNEL | __GFP_HIGHMEM | __GFP_ZERO);
	...
	<!-- 修改页表，让物理空间映射到内核空间-->
	ret = map_vm_area(&tmp_area, PAGE_KERNEL, &page_array_ptr);
	..
	 <!--根据之前记录过差值，计算用户空间对应的虚拟地址-->
	user_page_addr =
		(uintptr_t)page_addr + proc->user_buffer_offset;
	<!--修改页表，让物理空间映射到用户空间-->
	ret = vm_insert_page(vma, user_page_addr, page[0]);
}
...
  return -ENOMEM;
}
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可以看到，binder一次拷贝的关键是，完成内存的时候，同时完成了内核空间跟用户空间的映射，也就是说，同一份物理内存，既可以在用户空间，用虚拟地址访问，也可以在内核空间用虚拟地址访问。

普通文件mmap原理

普通文件的访问方式有两种：第一种是通过read/write系统调访问，先在用户空间分配一段buffer，然后，进入内核，将内容从磁盘读取到内核缓冲，最后，拷贝到用户进程空间，至少牵扯到两次数据拷贝；同时，多个进程同时访问一个文件，每个进程都有一个副本，存在资源浪费的问题。

另一种是通过mmap来访问文件，mmap()将文件直接映射到用户空间，文件在mmap的时候，内存并未真正分配，只有在第一次读取/写入的时候才会触发，这个时候，会引发缺页中断，在处理缺页中断的时候，完成内存也分配，同时也完成文件数据的拷贝。并且，修改用户空间对应的页表，完成到物理内存到用户空间的映射，这种方式只存在一次数据拷贝，效率更高。同时多进程间通过mmap共享文件数据的时候，仅需要一块物理内存就够了。

共享内存中mmap的使用

共享内存是在普通文件mmap的基础上实现的，其实就是基于tmpfs文件系统的普通mmap，有机会再分析，不再啰嗦。