linux进程通信共享内存原理是什么

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1 有一个全局的结构体数据，每次需要一块共享的内存时（shmget），从里面取一个结构体，记录相关的信息。

                 
struct shmid_ds {
        // 权限相关
   struct ipc_perm shm_perm;       /* operation perms */
      // 共享内存的大小
 int     shm_segsz;              /* size of segment (bytes) */
      time_t  shm_atime;              /* last attach time */
     time_t  shm_dtime;              /* last detach time */
     time_t  shm_ctime;              /* last change time */
     // 创建该结构体的进程
       unsigned short  shm_cpid;       /* pid of creator */
       unsigned short  shm_lpid;       /* pid of last operator */
 // 当前使用该共享内存的进程数
   short   shm_nattch;             /* no. of current attaches */
      /* the following are private */
    // 共享内存的页数
 unsigned short   shm_npages;       /* size of segment (pages) */
      // 指向共享的物理内存的指针
    unsigned long   *shm_pages;        /* array of ptrs to frames -> SHMMAX */
 // 使用该共享内存的进程信息
    struct vm_area_struct *attaches; /* descriptors for attaches */
}                 

2 调用shmat的时候传入shmget返回的id。shmat根据id找到对应的shmid_ds 结构体。新建一个vm_area_struct结构体。开始地址和结束地址根据shmid_ds 中的信息计算，也就是用户申请的大小。接着把vm_area_struct插入进程中管理vm_area_struct的avl树。并且把一些上下文信息保存到页表项。缺页中断的时候在shm_swap_in里使用。

                 
       shm_sgn = shmd->vm_pte + ((shmd->vm_offset >> PAGE_SHIFT) << SHM_IDX_SHIFT);
   for (tmp = shmd->vm_start; tmp < shmd->vm_end; tmp += PAGE_SIZE,
 shm_sgn += (1 << SHM_IDX_SHIFT)) {
            page_dir = pgd_offset(shmd->vm_task,tmp);
               page_middle = pmd_alloc(page_dir,tmp);
             if (!page_middle)
                  return -ENOMEM;
            page_table = pte_alloc(page_middle,tmp);
           if (!page_table)
                   return -ENOMEM;
            pte_val(*page_table) = shm_sgn;
    }                 

3 进程访问共享内存范围中的地址时，触发缺页中断。

                 
void do_no_page(struct vm_area_struct * vma, unsigned long address,
 int write_access)
{
    pte_t * page_table;
        pte_t entry;
       unsigned long page;
        // 在进程页表里获取address对应的页表项地址
 page_table = get_empty_pgtable(vma->vm_task,address);
   // 分配失败则返回
 if (!page_table)
           return;
    entry = *page_table;
       // 已经建立了虚拟地址到物理地址的映射，返回
    if (pte_present(entry))
            return;
    // 还没有建立映射
 if (!pte_none(entry)) {
            do_swap_page(vma, address, page_table, entry, write_access);
               return;
    }
        ......
}                 

在缺页中断中调用do_swap_page。

                 
static inline void do_swap_page(struct vm_area_struct * vma, unsigned long address,
 pte_t * page_table, pte_t entry, int write_access)
{
   pte_t page;

   if (!vma->vm_ops || !vma->vm_ops->swapin) {
               swap_in(vma, page_table, pte_val(entry), write_access);
            return;
    }
  page = vma->vm_ops->swapin(vma, address - vma->vm_start + vma->vm_offset, pte_val(entry));
     if (pte_val(*page_table) != pte_val(entry)) {
              free_page(pte_page(page));
         return;
    }
  if (mem_map[MAP_NR(pte_page(page))] > 1 && !(vma->vm_flags & VM_SHARED))
         page = pte_wrprotect(page);
        ++vma->vm_task->mm->rss;
  ++vma->vm_task->mm->maj_flt;
        // 写入物理地址
    *page_table = page;
        return;
}                 

其中vma->vm_ops->swapin对应shm.c的shm_swap_in

                 
       pte_val(pte) = shp->shm_pages[idx];
   // 还没有分配物理内存
       if (!pte_present(pte)) {
           // 分配物理内存
          unsigned long page = get_free_page(GFP_KERNEL);
                ...
                // 记录物理地址
                shp->shm_pages[idx] = pte_val(pte);
        }
        mem_map[MAP_NR(pte_page(pte))]++;
       return pte_modify(pte, shmd->vm_page_prot);                 

如果还没分配物理地址则分配，否则直接范围已经分配的地址。do_swap_page函数的最后一句会把物理地址写入进程的页表项。下次就不会缺页中断了。

同理，其他进程共享该块内存的时候，如果访问范围内的地址，处理过程是类似的。进程访问某一个地址，发生缺页中断，然后进入do_swap_page函数处理，再到shm_swap_in。发现这时候共享内存已经映射了物理地址。最后改写自己的页表项。因为各个进程都对应同一块内存，所以操作的时候会互相感知，实现通信。

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