linux進程通信共享內存原理是什么

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1 有一個全局的結構體數據，每次需要一塊共享的內存時（shmget），從里面取一個結構體，記錄相關的信息。

   
     
 
    
    
struct shmid_ds {
        // 權限相關
	struct ipc_perm shm_perm;	/* operation perms */
	// 共享內存的大小
	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 */
	// 創建該結構體的進程
	unsigned short	shm_cpid;	/* pid of creator */
	unsigned short	shm_lpid;	/* pid of last operator */
	// 當前使用該共享內存的進程數
	short	shm_nattch;		/* no. of current attaches */
	/* the following are private */
	// 共享內存的頁數
	unsigned short   shm_npages;	/* size of segment (pages) */
	// 指向共享的物理內存的指針
	unsigned long   *shm_pages;	/* array of ptrs to frames -> SHMMAX */
	// 使用該共享內存的進程信息
	struct vm_area_struct *attaches; /* descriptors for attaches */
}
   
     
 
    
    

2 調用shmat的時候傳入shmget返回的id。shmat根據id找到對應的shmid_ds 結構體。新建一個vm_area_struct結構體。開始地址和結束地址根據shmid_ds 中的信息計算，也就是用戶申請的大小。接著把vm_area_struct插入進程中管理vm_area_struct的avl樹。并且把一些上下文信息保存到頁表項。缺頁中斷的時候在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 進程訪問共享內存范圍中的地址時，觸發缺頁中斷。

   
     
 
    
    
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;
	// 在進程頁表里獲取address對應的頁表項地址
	page_table = get_empty_pgtable(vma->vm_task,address);
	// 分配失敗則返回
	if (!page_table)
		return;
	entry = *page_table;
	// 已經建立了虛擬地址到物理地址的映射，返回
	if (pte_present(entry))
		return;
	// 還沒有建立映射
	if (!pte_none(entry)) {
		do_swap_page(vma, address, page_table, entry, write_access);
		return;
	}
        ......
}
   
     
 
    
    

在缺頁中斷中調用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;
        // 寫入物理地址
	*page_table = page;
	return;
}
   
     
 
    
    

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

   
     
 
    
    
       pte_val(pte) = shp->shm_pages[idx];
	// 還沒有分配物理內存
	if (!pte_present(pte)) {
		// 分配物理內存
		unsigned long page = get_free_page(GFP_KERNEL);
                ...
                // 記錄物理地址
                shp->shm_pages[idx] = pte_val(pte);
        }
        mem_map[MAP_NR(pte_page(pte))]++;
	return pte_modify(pte, shmd->vm_page_prot);
   
     
 
    
    

如果還沒分配物理地址則分配，否則直接范圍已經分配的地址。do_swap_page函數的最后一句會把物理地址寫入進程的頁表項。下次就不會缺頁中斷了。

  同理，其他進程共享該塊內存的時候，如果訪問范圍內的地址，處理過程是類似的。進程訪問某一個地址，發生缺頁中斷，然后進入do_swap_page函數處理，再到shm_swap_in。發現這時候共享內存已經映射了物理地址。最后改寫自己的頁表項。因為各個進程都對應同一塊內存，所以操作的時候會互相感知，實現通信。

到此，相信大家對“linux進程通信共享內存原理是什么”有了更深的了解，不妨來實際操作一番吧！這里是億速云網站，更多相關內容可以進入相關頻道進行查詢，關注我們，繼續學習！