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mmap的调用层级与内核态陷入全过程

news 2025/7/28 5:35:02

一、用户态的三层封装

（1）第应用层发起 mmap 请求

（2）C 标准库封装：衔接用户态与内核

（3）syscall 指令：用户态→内核态的 “跳板”

二、内核入口：系统调用的 “接待处”

（一）汇编入口：快速切换与准备

（二）系统调用表：“通讯录” 式的映射

三、内核态初步处理：sys_mmap 与 sys_mmap_pgoff

（一）sys_mmap：参数校验与转换

（2）sys_mmap_pgoff：页粒度处理

四、内存映射核心流程：从 do_mmap_pgoff 到 mmap_region

（一）do_mmap_pgoff：统筹调度

（二）do_mmap：地址分配与准备

（三）mmap_region：构建 vm_area_struct ，完成映射

六、总结：理解 mmap 陷入内核的意义

对于初学者而言，我们只知道mmap是用来管理一个进程的虚拟地址空间的函数，他能像brk一样挪动堆的边界，从而获得堆空间。他是malloc的底层调用，但是他具体是如何陷入内核态的，如何获得内存的，我们并不清晰。于是本篇文章将从新手入门的角度，逐层剖析这个过程，从应用程序调用到内核深处的处理，带您看清你看清每一层的作用和它们之间的联系。

一、用户态的三层封装

（1）第应用层发起 `mmap` 请求

当你在应用程序中写下如下代码时，就正式开启了 mmap 的 “旅程”：

#include <sys/mman.h>
void *addr = mmap(NULL, 4096, PROT_READ, MAP_PRIVATE, fd, 0);

（这里的NULL其实是让内核自己帮我们选择一个地址，而非程序员手动指定虚拟地址）

这一步，你只是向系统 “表达需求”：希望映射一段 4096 字节的内存，以私有只读方式关联文件描述符 fd 对应的文件，偏移量为 0 。但应用程序运行在用户态，没有直接操作硬件、管理内存的权限，必须借助内核的能力，于是要触发系统调用，从用户态陷入内核态。

（2）C 标准库封装：衔接用户态与内核

应用层调用的 mmap ，实际是 C 标准库（如 glibc ）提供的封装函数。它的作用是：

参数校验：简单检查传入参数是否合理，比如偏移量是否符合基本规则（后续内核会做更严格校验）。
准备系统调用：把应用层参数整理成内核能识别的格式，然后通过 syscall 指令，带着 系统调用号（mmap 对应号为 9 ） ，正式向内核 “递请求” 。

// glibc 中 mmap 简化逻辑
void *mmap(void *addr, size_t length, int prot, int flags, int fd, off_t offset) {// 简单校验，如偏移量页对齐初步检查（非严格）if (offset & (PAGE_SIZE - 1)) {errno = EINVAL;return MAP_FAILED;}// 触发系统调用，传递参数return (void *)syscall(SYS_mmap, addr, length, prot, flags, fd, offset);
}

在Linux中，用户态代码无法直接调用到内核函数，因为其两者运行在不同的权限等级，用户态为Ring3,、内核态为Ring0。因此，glibc中的mmap函数必须通过系统调用指令syscall从用户态切换成内核态，再由内核根据系统调用号执行对应的内核函数。

可以看到在c标准库中，有一句代码很奇怪，函数名叫做syscall。它其实就是从用户态转换成内核态的接口。它的第一个参数是内核态函数的名字或者编号，后面的参数则和c标准库的参数一致。

（3）`syscall` 指令：用户态→内核态的 “跳板”

syscall 是 CPU 提供的特殊指令，执行它会发生关键变化：

特权级切换：CPU 从用户态（特权级 3 ，权限低）切换到内核态（特权级 0 ，权限高）。
上下文保存：自动保存用户态的执行现场（比如程序计数器、寄存器值），方便后续返回。
跳转到内核入口：按照系统初始化时设置的 “路线”，进入内核预先准备好的系统调用处理入口。

二、内核入口：系统调用的 “接待处”

（一）汇编入口：快速切换与准备

内核通过汇编代码（如 arch/x86/entry/entry_64.S 中的 system_call ）处理 syscall 触发的切换：

ENTRY(system_call)swapgs                  ; 切换 GS 寄存器，隔离用户态与内核态数据movq    %rsp, PER_CPU_VAR(rsp_scratch)  ; 保存用户栈指针movq    PER_CPU_VAR(cpu_current_top_of_stack), %rsp  ; 切到内核栈; 保存用户态寄存器到内核栈，为内核处理做准备pushq   $__USER_DSpushq   PER_CPU_VAR(rsp_scratch)pushq   %r11pushq   $__USER_CSpushq   %rcx; 根据系统调用号，找内核处理函数movq    %rax, %rdi         ; 系统调用号给 %rdicall    *sys_call_table(, %rax, 8)

虽然我也看不懂汇编代码，但这一步，就像 “安检 + 登记”：切换到内核专属的栈空间，保存用户态信息，然后根据 %rax 里的系统调用号（mmap 是 9 ），到 系统调用表（sys_call_table ） 里找对应的内核处理函数 sys_mmap 。

（二）系统调用表：“通讯录” 式的映射

内核维护的 sys_call_table ，是一个函数指针数组，把每个系统调用号对应到内核具体处理函数：

// 简化示意
const sys_call_ptr_t sys_call_table[] = 
{[__NR_read] = sys_read,[__NR_write] = sys_write,[__NR_mmap] = sys_mmap,  // mmap 对应内核函数 sys_mmap// 其他系统调用...
};

虽然这里的数组下标都是一些大写字母，但他其实是宏定义的数字，与我们平常使用的数组并无本质区别。

执行 call *sys_call_table(, %rax, 8) ，就是根据 %rax 里的调用号（9 ），找到并调用 sys_mmap ，正式进入内核态的 mmap 处理逻辑。

三、内核态初步处理：`sys_mmap` 与 `sys_mmap_pgoff`

（一）`sys_mmap`：参数校验与转换

sys_mmap 是内核处理 mmap 的 “第一站”，主要做这些事：

// mm/mmap.c 简化版
SYSCALL_DEFINE6(mmap, unsigned long, addr, unsigned long, len,unsigned long, prot, unsigned long, flags,unsigned long, fd, unsigned long, off) 
{struct file *file = NULL;int error;// 处理文件映射（非匿名映射，如 MAP_ANONYMOUS 则无文件）if (!(flags & MAP_ANONYMOUS)) {file = fget(fd);  // 通过文件描述符取 file 结构体if (!file) return -EBADF;}// 严格校验：偏移量必须是页（PAGE_SIZE ，通常 4096 ）的整数倍if (off & ~PAGE_MASK) {error = -EINVAL;goto out;}// 转换偏移量为页单位，调用下一层 sys_mmap_pgofferror = sys_mmap_pgoff(addr, len, prot, flags, file, off >> PAGE_SHIFT);
out:if (file) fput(file);  // 释放文件引用return error;
}

这里主要做了以下这些事情：

1.创建管理文件的结构体struct file。

2.将文件描述结构体struct file和文件描述符fd进行关联。

3.偏移量校验，确保偏移量off是页的整数倍，如果不是整数倍就设置错误码，并返回。

4.调用sys_mmap_pgoff。把字节偏移量转换为页偏移量，即直接将off>>PAGE_SHIFT，并进行后续的处理过程

（2）`sys_mmap_pgoff`：页粒度处理

我们来看看sys_mmap_pgoff具体做了什么事情：

SYSCALL_DEFINE6(mmap_pgoff, unsigned long, addr, unsigned long, len,unsigned long, prot, unsigned long, flags,struct file *, file, unsigned long, pgoff) 
{struct mm_struct *mm = current->mm;  // 当前进程内存描述符unsigned long retval;// 加锁保护进程地址空间，避免并发修改down_write(&mm->mmap_sem);retval = do_mmap_pgoff(file, addr, len, prot, flags, pgoff);up_write(&mm->mmap_sem);  return retval;
}

（1）先通过 current->mm 拿到当前进程的内存描述符（mm_struct ），它记录了进程地址空间的所有信息（比如已映射的内存区域、堆 / 栈位置等）。

（2）然后，加锁（down_write ）保护进程地址空间。（防止多线程 / 进程并发修改出问题），调用 do_mmap_pgoff ，进入更核心的内存映射流程。

其中mmap_sem是mm_struct结构体中的一个信号量，用于控制对进程虚拟内存空间的并发访问，确保线程安全。down_write和up_write就是获取读写信号量的写锁和释放写锁。

四、内存映射核心流程：从 `do_mmap_pgoff` 到 `mmap_region`

sys_mmap_pgoff 之后，会根据映射类型（文件映射、匿名巨型页映射等），进入不同分支，最终汇聚到 do_mmap 、mmap_region 等函数。这里以文件映射为例，拆解关键步骤：

（一）`do_mmap_pgoff`：统筹调度

主要做合法性校验：长度不能为 0 ，不能超过进程地址空间最大可映射范围（TASK_SIZE - mm->mmap_base ）。校验通过后，调用 do_mmap ，进入地址分配与映射的核心逻辑。

unsigned long do_mmap_pgoff(struct file *file, unsigned long addr,unsigned long len, unsigned long prot,unsigned long flags, unsigned long pgoff) 
{struct mm_struct *mm = current->mm;unsigned long retval;// 检查长度是否合法（不能为 0 ，不能超进程地址空间上限 ）if (!len) return 0;if (len > TASK_SIZE - mm->mmap_base) return -ENOMEM;// 调用 do_mmap ，进一步处理retval = do_mmap(file, addr, len, prot, flags, pgoff);return retval;
}

（二）`do_mmap`：地址分配与准备

unsigned long do_mmap(struct file *file, unsigned long addr,unsigned long len, unsigned long prot,unsigned long flags, unsigned long pgoff) 
{// 计算/分配合适的虚拟地址addr = get_unmapped_area(file, addr, len, pgoff, flags);if (IS_ERR_VALUE(addr)) return addr;// 创建虚拟内存区域（VMA ）return mmap_region(mm, file, addr, len, prot, flags, pgoff);
}

这一步分两大步骤：

get_unmapped_area：找一块未被映射的虚拟地址区间。如果应用层传了 addr=NULL ，内核会自动选一个合适的地址；如果传了具体地址，会检查该地址及后续区域是否可用，确保不会和已有映射冲突。
mmap_region：真正创建虚拟内存区域（VMA ） ，把文件和内存的映射关系 “落地”。

（三）`mmap_region`：构建 vm_area_struct ，完成映射

static unsigned long mmap_region(struct mm_struct *mm, struct file *file,unsigned long addr, unsigned long len,unsigned long prot, unsigned long flags,unsigned long pgoff) 
{struct vm_area_struct *vma;unsigned long vm_flags;// 分配 VMA 结构体vma = kmem_cache_zalloc(vm_area_cachep, GFP_KERNEL);if (!vma) return -ENOMEM;// 初始化 VMA 关键属性vma->vm_mm = mm;          // 关联进程内存描述符vma->vm_start = addr;     // 映射起始地址vma->vm_end = addr + len; // 映射结束地址// 计算内存权限标志（如可读、可写、可执行等 ）vm_flags = calc_vm_prot_bits(prot) | calc_vm_flag_bits(flags);vma->vm_flags = vm_flags; vma->vm_page_prot = vm_get_page_prot(prot);vma->vm_pgoff = pgoff;    // 页粒度的偏移量// 关联文件（文件映射时 ）if (file) {vma->vm_file = get_file(file);vma->vm_ops = &file->f_op->mmap; // 设置文件操作方法}// 将 VMA 插入进程地址空间if (insert_vm_struct(mm, vma)) {kmem_cache_free(vm_area_cachep, vma);return -ENOMEM;}return addr;
}

这是 mmap 在内核最核心的一步，做了以下事情：

分配 VMA 结构体：VMA（Virtual Memory Area ）是内核管理进程虚拟内存的 “基本单元”，每个 VMA 描述一段连续的虚拟地址区间，以及它的权限、关联文件等信息。
初始化属性：把映射的地址范围、权限、文件关联（如果是文件映射）等信息，填到 VMA 里。比如，vm_flags 会标识这段内存是可读、可写还是可执行，是否是共享映射等。
插入地址空间：通过 insert_vm_struct ，把新建的 VMA 插入到进程的 mm_struct 管理的地址空间中。这样，进程后续访问这段虚拟地址时，内核就知道该怎么处理（比如从关联文件读数据、检查权限等）。

六、总结：理解 `mmap` 陷入内核的意义

通过这样逐层拆解，能清晰看到：mmap 从用户态到内核态，是一个 “需求传递 + 权限切换 + 内核逐步处理” 的过程。每一层函数都有明确职责（校验、加锁、地址分配、构建 VMA 等），最终通过创建 VMA ，让进程拥有了一段 “特殊” 的虚拟内存 —— 访问它时，内核会根据 VMA 的设置，完成文件与内存的数据交换、权限检查等工作。

联系到之前的mm_struct、vm_area_struct等：

理解这个过程，不仅能掌握 mmap 本身的原理，也能窥见 Linux 内核 “分层处理”“权限隔离” 的设计思想：用户态提出需求，内核态安全、有序地完成复杂的资源管理工作，保障系统稳定又能灵活响应用户请求。

最后值得注意的是：

mmap必须依赖open得到的fd。即mmap只能映射已经打开的文件。我们说文件都是存放于磁盘中的，一个进程打开了该文件才会在内核数据结构中创建struct file结构体，才会存放于文件描述符表中。试想一下，一文件没有打开，内核中根本就没有fd，何来的mmap呢？

不过有一种特殊情况，匿名映射并没有存在于硬盘的实体，不关联任何磁盘文件，不需要fd和struct file来刻画描述其文件状态。所以在使用mmap的时候传入的fd为-1.

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http://www.lryc.cn/news/601152.html