linux 进程原理内存,linux进程通信之共享内存原理（基于linux 1.2.13）
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
intshm_segsz;/* size of segment (bytes) */
time_tshm_atime;/* last attach time */
time_tshm_dtime;/* last detach time */
time_tshm_ctime;/* last change time */
// 創建該結構體的進程
unsigned shortshm_cpid;/* pid of creator */
unsigned shortshm_lpid;/* pid of last operator */
// 當前使用該共享內存的進程數
shortshm_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。
總結
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