1，mmapmunmap映射函数在windows下是什么如何修改

munmap（解除内存映射） 相关函数 mmap 表头文件 #include #include 定义函数 int munmap(void *start,size_t length); 函数说明 munmap()用来取消参数start所指的映射内存起始地址，参数length则是欲取消的内存大校当进程结束或利用exec相关函。

mmapmunmap映射函数在windows下是什么如何修改

2，mmap devzero 还需要munmap吗

munmap（解除内存映射） 相关函数 mmap 表头文件 #include #include 定义函数 int munmap(void *start,size_t length); 函数说明 munmap()用来取消参数start所指的映射内存起始地址，参数length则是欲取消的内存大校当进程结束或利用exec相关函...
应该不用吧。

mmap devzero 还需要munmap吗

3，linux中mmap函数怎么用

mmap系统调用并不是完全为了用于共享内存而设计的。它本身提供了不同于一般对普通文件的访问方式，进程可以像读写内存一样对普通文件的操作。用open系统调用打开文件, 并返回描述符fd. 用mmap建立内存映射, 并返回映射首地址指针start. 对映射(文件)进行各种操作, 显示(printf), 修改(sprintf). 用munmap(void *start, size_t lenght)关闭内存映射. 用close系统调用关闭文件fd. 推荐你一本《linux就该这么学》书，看看吧会对你有用的
你是不是没有temp这个文件？？？ 先建立好文件、在里面填充足够的内容（具体到你这个，就是填充个4bytes），再mmap

linux中mmap函数怎么用

4，linux memmap是什么时候建立的

mem=nn[KMG] [KNL,BOOT] Force usage of a specific amount of memory Amount of memory to be used when the kernel is not able to see the whole system memory or for test. [IA-32] Use together with memmap= to avoid physical address space collisions. Without memmap= PCI devices could be placed at addresses belonging to unused RAM.mem=nopentium [BUGS=IA-32] Disable usage of 4MB pages for kernel memory.memmap=exactmap [KNL,IA-32] Enable setting of an exact E820 memory map, as specified by the user. Such memmap=exactmap lines can be constructed based on BIOS output or other requirements. See the memmap=nn@ss option description.memmap=nn[KMG]@ss[KMG] [KNL] Force usage of a specific region of memory Region of memory to be used, from ss to ss+nn.
mmap系统调用并不是完全为了用于共享内存而设计的。它本身提供了不同于一般对普通文件的访问方式，进程可以像读写内存一样对普通文件的操作。用open系统调用打开文件, 并返回描述符fd. 用mmap建立内存映射, 并返回映射首地址指针start. 对映射(文件)进行各种操作, 显示(printf), 修改(sprintf). 用munmap(void *start, size_t lenght)关闭内存映射. 用close系统调用关闭文件fd. 推荐你一本《linux就该这么学》书，看看吧会对你有用的

5，Linux下的几种文件拷贝方式效率对比

不管是哪种操作系统，要实现文件拷贝，必须陷入内核，从磁盘读取文件内容，然后存储到另一个文件。实现文件拷贝最通常的做法是：读取文件用系统调用read()函数，读取到一定长度的连续的用户层缓冲区，然后使用write()函数将缓冲区内容写入文件。也可以用标准库函数fread()和fwrite()，但这两个函数最终还是通过系统调用read()和write()实现拷贝的，因此可以归为一类（不过效率肯定没有直接进行系统调用的高）。一个更高级的做法是使用虚拟存储映射技术进行，这种方法将源文件以共享方式映射到虚拟存储器中，目的文件也以共享方式映射到虚拟地址空间中，然后使用memcpy高效地将源文件内容复制到目的文件中。 点击(此处)折叠或打开#include <stdio.h>#include <stdlib.h>#include <sys/mman.h>#include <unistd.h>#include <sys/types.h>#include <sys/stat.h>#include <fcntl.h>#include <errno.h>#include <string.h>#include <sys/times.h>#define error(fmt,args...)\ printf(fmt, ##args);\ printf(":%s\n",strerror(errno))inline int cp_rw(int srcfd,int dstfd,char *buf,intlen);inline int cp_map(int srcfd,int dstfd,size_t len);int main(int argc,char **argv)if(argc!=3) printf("usage: cmd <src> <dst>");tck=sysconf(_SC_CLK_TCK); start = times(&stm); if((srcfd=open(argv[1],O_RDONLY))==-1) sprintf(cmdline,"rm -f %s",argv[2]); system(cmdline);return 0;}inline int cp_rw(int srcfd,int dstfd,char *buf,intlen){ int nread; while((nread=read(srcfd,buf,len))>0) { if(write(dstfd,buf,nread)!=nread) { error("write error"); return -1; } } if(nread ==-1) { error("read error"); return -1; } return 0;}inline int cp_map(int srcfd,int dstfd,size_t len){ char *src,*dst; if((src=mmap(0,len,PROT_READ,MAP_SHARED,srcfd,0))==MAP_FAILED) { error("mmap src error"); return -1; } if((dst=mmap(0,len,PROT_WRITE,MAP_SHARED,dstfd,0))==MAP_FAILED) { error("mmap dst error"); return -1; } if(memcpy(dst,src,len)==NULL) { error("memcpy error"); return -1; } munmap(src,len); munmap(dst,len); return 0;}运行，拷贝一个1.1G的文件，得到如下结果[root@garden copy]# ./copy /home/ker.tgz ./ker.tgzcopying /home/ker.tgz to ./ker.tgz using cp_map:filesize=1030 MBytes Using 61.900000 secondscopying /home/ker.tgz to ./ker.tgz using cp_rw:filesize=1030 MBytes Using 34.330000 seconds使用read/write的方法居然比mmap的快一倍，这是怎么回事呢？理论上mmap系统调用只进行了一次，而且拷贝文件是直接在内核空间进行的，read/write则需要通过系统调用把内核空间的缓存复制到用户空间，再将用户空间缓存复制到内核空间，拷贝次数明显多了一个呢？速度为什么于理论预测的不一致呢？

6，malloc之后内核发生了什么

考虑这样一种常见的情况：用户进程调用malloc()动态分配了一块内存空间，再对这块内存进行访问。这些用户空间发生的事会引发内核空间的那些反映？本文将简单为您解答。1.brk系统调用服务例程malloc()是一个API，这个函数在库中封装了系统调用brk。因此如果调用malloc，那么首先会引发brk系统调用执行的过程。brk()在内核中对应的系统调用服务例程为SYSCALL_DEFINE1(brk, unsigned long, brk)，参数brk用来指定heap段新的结束地址，也就是重新指定mm_struct结构中的brk字段。brk系统调用服务例程首先会确定heap段的起始地址min_brk，然后再检查资源的限制问题。接着，将新老heap地址分别按照页大小对齐，对齐后的地址分别存储与newbrk和okdbrk中。brk()系统调用本身既可以缩小堆大小，又可以扩大堆大小。缩小堆这个功能是通过调用do_munmap()完成的。如果要扩大堆的大小，那么必须先通过find_vma_intersection()检查扩大以后的堆是否与已经存在的某个虚拟内存重合，如何重合则直接退出。否则，调用do_brk()进行接下来扩大堆的各种工作。 SYSCALL_DEFINE1(brk, unsigned long, brk) { unsigned long rlim, retval; unsigned long newbrk, oldbrk; struct mm_struct *mm = current->mm; unsigned long min_brk; down_write(&mm->mmap_sem); #ifdef CONFIG_COMPAT_BRK min_brk = mm->end_code; #else min_brk = mm->start_brk; #endif if (brk < min_brk) goto out; rlim = rlimit(RLIMIT_DATA); if (rlim < RLIM_INFINITY && (brk - mm->start_brk) + (mm->end_data - mm->start_data) > rlim) newbrk = PAGE_ALIGN(brk); oldbrk = PAGE_ALIGN(mm->brk); if (oldbrk == newbrk) goto set_brk; if (brk brk) { if (!do_munmap(mm, newbrk, oldbrk-newbrk)) goto set_brk; goto out; } if (find_vma_intersection(mm, oldbrk, newbrk+PAGE_SIZE)) goto out; if (do_brk(oldbrk, newbrk-oldbrk) != oldbrk) goto out; set_brk: mm->brk = brk; out: retval = mm->brk; up_write(&mm->mmap_sem); return retval; } brk系统调用服务例程最后将返回堆的新结束地址。2.扩大堆用户进程调用malloc()会使得内核调用brk系统调用服务例程，因为malloc总是动态的分配内存空间，因此该服务例程此时会进入第二条执行路径中，即扩大堆。do_brk()主要完成以下工作：1.通过get_unmapped_area()在当前进程的地址空间中查找一个符合len大小的线性区间，并且该线性区间的必须在addr地址之后。如果找到了这个空闲的线性区间，则返回该区间的起始地址，否则返回错误代码-ENOMEM；2.通过find_vma_prepare()在当前进程所有线性区组成的红黑树中依次遍历每个vma，以确定上一步找到的新区间之前的线性区对象的位置。如果addr位于某个现存的vma中，则调用do_munmap()删除这个线性区。如果删除成功则继续查找，否则返回错误代码。3.目前已经找到了一个合适大小的空闲线性区，接下来通过vma_merge()去试着将当前的线性区与临近的线性区进行合并。如果合并成功，那么该函数将返回prev这个线性区的vm_area_struct结构指针，同时结束do_brk()。否则，继续分配新的线性区。4.接下来通过kmem_cache_zalloc()在特定的slab高速缓存vm_area_cachep中为这个线性区分配vm_area_struct结构的描述符。5.初始化vma结构中的各个字段。6.更新mm_struct结构中的vm_total字段，它用来同级当前进程所拥有的vma数量。7.如果当前vma设置了VM_LOCKED字段，那么通过mlock_vma_pages_range()立即为这个线性区分配物理页框。否则，do_brk()结束。可以看到，do_brk()主要是为当前进程分配一个新的线性区，在没有设置VM_LOCKED标志的情况下，它不会立刻为该线性区分配物理页框，而是通过vma一直将分配物理内存的工作进行延迟，直至发生缺页异常。3.缺页异常的处理过程经过上面的过程，malloc()返回了线性地址，如果此时用户进程访问这个线性地址，那么就会发生缺页异常（Page Fault）。整个缺页异常的处理过程非常复杂，我们这里只关注与malloc()有关的那一条执行路径。当CPU产生一个异常时，将会跳转到异常处理的整个处理流程中。对于缺页异常，CPU将跳转到page_fault异常处理程序中： //linux-2.6.34/arch/x86/kernel/entry_32.S ENTRY(page_fault) RING0_EC_FRAME pushl $do_page_fault CFI_ADJUST_CFA_OFFSET 4 ALIGN error_code: ………… jmp ret_from_exception CFI_ENDPROC END(page_fault) 该异常处理程序会调用do_page_fault()函数，该函数通过读取CR2寄存器获得引起缺页的线性地址，通过各种条件判断以便确定一个合适的方案来处理这个异常。3.1.do_page_fault()该函数通过各种条件来检测当前发生异常的情况，但至少do_page_fault()会区分出引发缺页的两种情况：由编程错误引发异常，以及由进程地址空间中还未分配物理内存的线性地址引发。对于后一种情况，通常还分为用户空间所引发的缺页异常和内核空间引发的缺页异常。内核引发的异常是由vmalloc()产生的，它只用于内核空间内存的分配。显然，我们这里需要关注的是用户空间所引发的异常情况。这部分工作从do_page_fault()中的good_area标号处开始执行，主要通过handle_mm_fault()完成。 //linux-2.6.34/arch/x86/mm/fault.c dotraplinkage void __kprobes do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code) { ………… good_area: write = error_code & PF_WRITE; if (unlikely(access_error(error_code, write, vma))) { bad_area_access_error(regs, error_code, address); return; } fault = handle_mm_fault(mm, vma, address, write ? FAULT_FLAG_WRITE : 0); ………… } 3.2.handle_mm_fault()该函数的主要功能是为引发缺页的进程分配一个物理页框，它先确定与引发缺页的线性地址对应的各级页目录项是否存在，如何不存在则分进行分配。具体如何分配这个页框是通过调用handle_pte_fault()完成的。 int handle_mm_fault(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma, unsigned long address, unsigned int flags) { pgd_t *pgd; pud_t *pud; pmd_t *pmd; pte_t *pte; ………… pgd = pgd_offset(mm, address); pud = pud_alloc(mm, pgd, address); if (!pud) return VM_FAULT_OOM; pmd = pmd_alloc(mm, pud, address); if (!pmd) return VM_FAULT_OOM; pte = pte_alloc_map(mm, pmd, address); if (!pte) return VM_FAULT_OOM; return handle_pte_fault(mm, vma, address, pte, pmd, flags); } 3.3.handle_pte_fault()该函数根据页表项pte所描述的物理页框是否在物理内存中，分为两大类：请求调页：被访问的页框不再主存中，那么此时必须分配一个页框。写时复制：被访问的页存在，但是该页是只读的，内核需要对该页进行写操作，此时内核将这个已存在的只读页中的数据复制到一个新的页框中。用户进程访问由malloc()分配的内存空间属于第一种情况。

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