内存映射是怎么回事？
主要是只 硬盘上文件 的位置与进程 逻辑地址空间 中一块大小相同的区域之间的一一对应，如图1中过程1所示。这种对应关系纯属是逻辑上的概念，物理上是不存在的，原因是进程的逻辑地址空间本身就是不存在的。在内存映射的过程中，并没有实际的数据拷贝，文件没有被载入内存，只是逻辑上被放入了内存，具体到代码，就是建立并初始化了相关的数据结构（struct address_space），这个过程有系统调用mmap()实现，所以建立内存映射的效率很高。建立内存映射并没有实际拷贝数据，这时，MMU在地址映射表中是无法找到与ptr相对应的物理地址的，也就是MMU失败，将产生一个缺页中断，缺页中断的中断响应函数会在swap中寻找相对应的页面，如果找不到（也就是该文件从来没有被读入内存的情况），则会通过mmap()建立的映射关系，从硬盘上将文件读取到物理内存中这个过程与内存映射无关。如果在拷贝数据时，发现物理内存不够用，则会通过虚拟内存机制（swap）将暂时不用的物理页面交换到硬盘上，这个过程也与内存映射无关。
[原创] 深入剖析mmap原理 - 从三个关键问题说起
对于mmap，您是否能从原理上解析以下三个问题： 要解决这些疑问，可能还需要在操作系统层面多了解。本文将尝试通过这些问题深入剖析，希望通过这篇文章，能使大家对mmap有较深入的认识，也能在存储引擎的设计中，有所参考。 最近在研发分布式日志存储系统，这是一个基于Raft协议的自研分布式日志存储系统，Logstore则是底层存储引擎。 Logstore中，使用mmap对数据文件进行读写。Logstore的存储结构简化如下图： Logstore使用了Segments Files + Index Files的方式存储Log，Segment File是存储主体，用于存储Log数据，使用定长的方式，默认每个512M，Index File主要用于Segment File的内容检索。 Logstore使用mmap的方式读写Segment File，Segments Files的个数，主要取决于磁盘空间或者业务需求，一般情况下，Logstore会存储1T~5T的数据。 我们先看看什么是mmap。 在>这本书中，mmap定义为：Linux通过将一个虚拟内存区域与一个磁盘上的对象(object)关联起来，以初始化这个虚拟内存区域的内容，这个过程称为内存映射(memory mapping)。 在Logstore中，mapping的对象是普通文件(Segment File)。 我们先来简单看一下mapping一个文件，mmap做了什么事情。如下图所示： 假设我们mmap的文件是FileA，在调用mmap之后，会在进程的虚拟内存分配地址空间，创建映射关系。 这里值得注意的是， mmap只是在虚拟内存分配了地址空间 ，举个例子，假设上述的FileA是2G大小 在mmap之后，查看mmap所在进程的maps描述，可以看到 由上可以看到，在mmap之后，进程的地址空间7f35eea8d000-7f366ea8d000被分配，并且map到FileA，7f366ea8d000减去7f35eea8d000，刚好是2147483648(ps: 这里是整个文件做mapping) 在Linux中，VM系统通过将虚拟内存分割为称作虚拟页(Virtual Page，VP)大小固定的块来处理磁盘(较低层)与上层数据的传输，一般情况下，每个页的大小默认是4096字节。同样的，物理内存也被分割为物理页(Physical Page，PP)，也为4096字节。 上述例子，在mmap之后，如下图： 在mmap之后，并没有在将文件内容加载到物理页上，只上在虚拟内存中分配了地址空间。当进程在访问这段地址时（通过mmap在写入或读取时FileA），若虚拟内存对应的page没有在物理内存中缓存，则产生"缺页"，由内核的缺页异常处理程序处理，将文件对应内容，以页为单位(4096)加载到物理内存，注意是只加载缺页，但也会受操作系统一些调度策略影响，加载的比所需的多，这里就不展开了。 (PS: 再具体一些，进程在访问7f35eea8d000这个进程虚拟地址时，MMU通过查找页表，发现对应内容未缓存在物理内存中，则产生"缺页") 缺页处理后，如下图： 我认为从原理上，mmap有两种类型，一种是有backend，一种是没有backend。 这种模式将普通文件做memory mapping(非MAP_ANONYMOUS)，所以在mmap系统调用时，需要传入文件的fd。这种模式常见的有两个常用的方式，MAP_SHARED与MAP_PRIVATE，但它们的行为却不相同。 1) MAP_SHARED 这个方式我认为可以从两个角度去看： 2) MAP_PRIVATE 这是一个copy-on-write的映射方式。虽然他也是有backend的，但在写入数据时，他会在物理内存copy一份数据出来(以页为单位)，而且这些数据是不会被回写到文件的。这里就要注意，因为更新的数据是一个副本，而且不会被回写，这就意味着如果程序运行时不主动释放，若更新的数据超过可用物理内存+swap space，就会遇到OOM Killer。 无backend通常是MAP_ANONYMOUS，就是将一个区域映射到一个匿名文件，匿名文件是由内核创建的。因为没有backend，写入/更新的数据之后，若不主动释放，这些占用的物理内存是不能被释放的，同样会出现OOM Killer。 到这里，这个问题就比较好解析了。我们可以将此问题分离为： -- 虚拟内存是否会出问题： 回到上述的"mmap在进程虚拟内存做了什么"，我们知道mmap会在进程的虚拟内存中分配地址空间，比如1G的文件，则分配1G的连续地址空间。那究竟可以maping多少呢？在64位操作系统，寻址范围是2^64 ，除去一些内核、进程数据等地址段之外，基本上可以认为可以mapping无限大的数据(不太严谨的说法)。 -- 物理内存是否会出问题 回到上述"mmap的分类"，对于有backend的mmap，而且是能回写到文件的，映射比内存+swap空间大是没有问题的。但无法回写到文件的，需要非常注意，主动释放。 MAP_NORESERVE是mmap的一个参数，MAN的说明是"Do not reserve swap space for this mapping. When swap space is reserved, one has the guarantee that it is possible to modify the mapping."。 我们做个测试： 场景A：物理内存+swap space: 16G，映射文件30G，使用一个进程进行mmap，成功后映射后持续写入数据 场景B：物理内存+swap space: 16G，映射文件15G，使用两个进程进行mmap，成功后映射后持续写入数据 从上述测试可以看出，从现象上看，NORESERVE是绕过mmap的校验，让其可以mmap成功。但其实在RESERVE的情况下(序列4)，从测试结果看，也没有保障。 mmap的性能经常与系统调用（write/read）做对比。 我们将读写分开看，先尝试从原理上分析两者的差异，然后再通过测试验证。 我们先来简单讲讲write系统调用写文件的过程： 再来简单讲讲使用mmap时，写入文件流程： 系统调用会对性能有影响，那么从理论上分析: 下面我们对两者进行性能测试： 场景：对2G的文件进行顺序写入(go语言编写) 每次写入大小 | mmap 耗时 | write 耗时 --------------- | ------- | -------- | -------- | 1 byte | 22.14s | >300s | 100 bytes | 2.84s | 22.86s | 512 bytes | 2.51s | 5.43s | 1024 bytes | 2.48s | 3.48s | 2048 bytes | 2.47s | 2.34s | 4096 bytes | 2.48s | 1.74s | 8192 bytes | 2.45s | 1.67s | 10240 bytes | 2.49s | 1.65s 可以看到mmap在100byte写入时已经基本达到最大写入性能，而write调用需要在4096(也就是一个page size)时，才能达到最大写入性能。 从测试结果可以看出，在写小数据时，mmap会比write调用快，但在写大数据时，反而没那么快(但不太确认是否go的slice copy的性能问题，没时间去测C了)。 测试结果与理论推导吻合。 我们还是来简单分析read调用与mmap的流程： 从图中可以看出，read调用确实比mmap多一次copy。因为read调用，进程是无法直接访问kernel space的，所以在read系统调用返回前，内核需要将数据从内核复制到进程指定的buffer。但mmap之后，进程可以直接访问mmap的数据(page cache)。 从原理上看，read性能会比mmap慢。 接下来实测一下性能区别： 场景：对2G的文件进行顺序读取(go语言编写) (ps: 为了避免磁盘对测试的影响，我让2G文件都缓存在pagecache中) 每次读取大小 | mmap 耗时 | write 耗时 --------------- | ------- | -------- | -------- | 1 byte | 8215.4ms | > 300s | 100 bytes | 86.4ms | 8100.9ms | 512 bytes | 16.14ms | 1851.45ms | 1024 bytes | 8.11ms | 992.71ms | 2048 bytes | 4.09ms | 636.85ms | 4096 bytes | 2.07ms | 558.10ms | 8192 bytes | 1.06ms | 444.83ms | 10240 bytes | 867.88µs | 475.28ms 由上可以看出，在read上面，mmap比write的性能差别还是很大的。测试结果与理论推导吻合。 对mmap的深入了解，能帮助我们在设计存储系统时，更好地进行决策。 比如，假设需要设计一个底层的数据结构是B+ Tree，node操作以Page单位的单机存储引擎，根据上述推论，写入使用系统调用，而读取使用mmap，可以达到最优的性能。而LMDB就是如此实现的。
什么是内存重映射
只用2g内存，不需要考虑这个问题
内存重映射，Memory Remapping
物理内存槽中镶着4GB内存的时候正好包含到系统地址中第一个PCI设备地址范围(MMIO)
正如上面操作系统所要求的
对MMIO的寻址部分被内存控制路由到对应的设备上
而这些设备使用的地址正是4GB系统地址中对应物理内存地址的一部分
此时它所对应的应该是实际物理内存的那部分地址就没有了(被MMIO取代)
要捞回这部分内存就是要将这些被MMIO占用的系统地址重新被路由到对应的内存上
为了解决这个问题引入了一种叫内存重映射(Memory Remapping)的技术
Memory Remapping技术最早是在服务器上使用的
在内存重映射启动后CPU要使用这部分被MMIO占用的物理内存时会通过PAE向高于4GB的空间寻址
此时CPU自身并不具备鉴别哪些是MMIO哪些是重映射的部分的能力
需要内存控制器将其重新转换到实际物理内存上
由此才能捞回那部分失踪的内存
