За флагами следует файловый дескриптор, fd, для файла, который предстоит отобразить в памяти. Если применялся флаг MAP_ANONYMOUS, его значение игнорируется. Последний параметр определяет, где именно в файле должно начаться отображение. Он должен быть целым числом, кратным размеру страницы. Большинство приложений начинают отображение с начала файла, указывая в качестве offset ноль.
Системный вызов mmap() возвращает адрес, который должен храниться в указателе. Если произошла ошибка, он возвращает адрес, эквивалентный -1. Для проверки этого необходимо привести тип константы -1 к caddr_t, а не к int. Это гарантирует, что результат будет верным независимо от размеров указателей и целых чисел.
Ниже приведена программа, действующая подобно команде cat и ожидающая отдельного имени в качестве аргумента командной строки. Она открывает этот файл, отображает его в памяти и записывает целый файл на стандартное устройство вывода одним вызовом write(). Полезно сравнить этот пример с простой реализацией cat из главы 11. Код примера также иллюстрирует, что карты памяти остаются на месте после закрытия отображаемого файла.
1: /* map-cat.с */
2:
3: #include <errno.h>
4: #include <fcntl.h>
5: #include <sys/mman.h>
6: #include <sys/stat.h>
7: #include <sys/types.h>
8: #include <stdio.h>
9: #include <unistd.h>
10:
11: int main(int argc, const char ** argv) {
12: int fd;
13: struct stat sb;
14: void * region;
15:
16: if ( fd = open(argv[1], O_RDONLY)) < 0) {
17: perror("open");
18: return 1;
19: }
20:
21: /* Вызвать fstat для файла, чтобы узнать, сколько необходимо памяти для его отображения */
22: if (fstat(fd, &sb)) {
23: perror("fstat");
24: return 1;
25: }
26:
27: /* можно было бы также отобразить как MAP_PRIVATE, поскольку
28: запись в эту память не планируется */
29: region = mmap(NULL, sb.st_size, PROT_READ, MAP_SHARED, fd, 0);
30: if (region == ((caddr_t) -1)) {
31: perror("mmap");
32: return 1;
33: }
34:
35: close(fd);
36:
37: if (write(1, region, sb.st_size) != sb.st_size) {
38: perror("write");
39: return 1;
40: }
41:
42: return 0;
43: }
13.2.3. Отмена отображения областей
После окончания отображения в памяти процесс может отменить отображение памяти с помощью munmap(). Это приводит к тому, что последующие доступы к этому адресу будут генерировать SIGSEGV (если только память не будет перераспределена) и сохраняет некоторые системные ресурсы. Отображение всех областей памяти отменяется, когда процесс заканчивает или начинает новую программу с помощью системного вызова exec().
#include <sys/mman.h>
int munmap(caddr_t addr, int length);
Параметр addr — это адрес начала области памяти для отмены отображения, а length определяет, отображение какой части области памяти должно быть отменено. Обычно отображение каждой области отменяется отдельным вызовом munmap(). Linux может фрагментировать карты, если отменено отображение только части области, но такой код будет непереносимым.
13.2.4. Синхронизация областей памяти на диск
Если для записи в файл используется карта памяти, модифицированные страницы памяти и файл будут в течение некоторого времени отличаться. Если процессу необходимо немедленно записать страницы на диск, для этого служит msync().
#include <sys/mman.h>
int msync(caddr_t addr, size_t length, int flags);
Первые два параметра, addr и length, устанавливают область для синхронизации с диском. Параметр flags устанавливает, каким образом должны синхронизироваться память и диск. Он состоит из одного или нескольких перечисленных ниже флагов, объединенных с помощью битового "ИЛИ".
MS_ASYNC Модифицированные версии области памяти запланированы на "скорую" синхронизацию. Использовать можно только либо MS_ASYNC, либо MS_SYNC. MS_SYNC Модифицированные страницы в области памяти записываются на диск до возврата системного вызова msync(). Использовать можно только либо MS_ASYNC, либо MS_SYNC. MS_INVALIDATE Эта опция позволяет ядру выяснять, записываются ли изменения на диск. Хотя эта опция не дает гарантию того, что они не будут записаны, она сообщает ядру, что необходимость сохранения изменений отсутствует. Этот флаг применяется только при особых условиях. 0 Передача 0 в msync() работает в ядрах Linux, хотя она не очень хорошо документирована. Она похожа на MS_ASYNC, но означает, что страницы должны записываться на диск при любом удобном случае. Обычно это значит, что они будут сбрасываться на диск при каждом следующем запуске потока ядра bdflush (обычно он запускается каждые 30 секунд), в то время как MS_ASYNC записывает страницы более интенсивно.
13.2.5. Блокировка областей памяти
В Linux и многих других современных операционных системах для областей памяти можно организовать страничный обмен с диском (или отклонять, если их невозможно заменить каким-либо другим способом), когда возникает дефицит памяти. На приложения, чувствительные к ограничениям внешней синхронизации, может неблагоприятно повлиять задержка, к которой приводит подкачка страниц обратно в ОЗУ, когда это необходимо процессу. Для улучшения надежности таких приложений Linux позволяет процессу блокировать области памяти в ОЗУ, чтобы сделать эти синхронизации более предсказуемыми. В целях безопасности блокировка памяти разрешена только процессам с полномочиями привилегированного пользователя[87]. Если блокировать области памяти сможет любой процесс, то какой-то неисправный процесс может заблокировать все ОЗУ системы и привести ее к краху. Общее количество памяти, блокируемой процессом, не может превышать предел использования RLIMIT_MEMLOCK (см. главу 10).
Для блокирования и разблокирования областей памяти применяются перечисленные ниже вызовы.
#include <sys/mman.h>
int mlock(caddr_t addr, size_t length);
int mlockall(int flags);
int munlock(caddr_t addr, size_t length);
int munlockall(void);
Первый вызов, mlock(), блокирует length байт, начиная с адреса addr. За один раз должна блокироваться полная страница памяти, поэтому mlock() фактически блокирует все страницы между страницей, содержащей первый адрес, и страницей, содержащей последний адрес, включительно. После завершения mlock() все страницы, на которые распространился вызов, окажутся в ОЗУ.
Если процессу необходимо заблокировать все свое адресное пространство, применяется mlосkall(). Аргумент flags принимает значение одного или обоих описанных ниже флагов, объединенных с помощью битового "ИЛИ".
MCL_CURRENT Все страницы, в данный момент находящиеся в адресном пространстве процесса, блокируются в ОЗУ. После завершения вызова mlockall() они все будут в ОЗУ. MCL_FUTURE Все страницы, добавленные к адресному пространству процесса, будут заблокированы в ОЗУ.
Разблокирование памяти — это почти то же, что ее блокирование. Если процесс больше не нуждается в блокировании памяти, munlockall() разблокирует все его страницы. munlock() принимает те же аргументы, что и mlock(), и разблокирует страницы, относящиеся к указанной области.
Многократное блокирование страницы эквивалентно однократному. В каждом случае отдельный вызов munlock() разблокирует страницы, подпадающие под его влияние.
13.3. Блокирование файлов
Хотя доступ к одному и тому же файлу со стороны нескольких процессов — вполне обычное явление, делать это следует осторожно. Многие файлы содержат сложные структуры данных, и обновление этих структур создает те же условия состязаний, что и в обработчиках сигналов и областях совместно используемой памяти.
Существует два типа блокирования файлов. Наиболее распространенное — рекомендательное блокирование, которое ядром принудительно не осуществляется. Это просто соглашение, которому должны следовать все процессы, имеющие доступ к файлу. Второй тип, обязательное блокирование, принудительно выполняется ядром. Когда процесс блокирует файл для записи, другие процессы, пытающиеся прочитать или записать в файл, приостанавливаются до снятия блокировки. Хотя этот метод может показаться более очевидным, обязательное блокирование вынуждает ядро совершать проверку наличия блокировок при каждом вызове read() и write(), существенно снижая производительность этих системных вызовов.
