Linux——线程（1）线程概念与控制

线程？这个名字我们似乎有些眼熟？没错，我们之前提到过的进程和这个有点像。但进程和线程有什么关系呢？本系列我们讲从线程的概念出发，了解一下Linux中的线程以及线程和进程的关系等内容。

一、线程的概念

线程是一个执行流，执行力度比进程要更加细，是进程内部的一个执行分支，是进程中实际运作单位。也就是说，一个进程可以有多个线程，那么操作系统如果要支持线程，就必须对当前的线程进行管理！——先描述再组织。进程对应的我们有PCB，线程我们有TCB。

但是我们一想，一个进程有一个PCB，但同时会有多个tcb，一个task_struct要连接这么多的结构，是不是有些太麻烦了？因此，操作系统直接把pcb看成是tcb，也就是说，当我们的进程创建线程时与进程的task_struct共享一份地址空间，然后把代码区分成若干份分别指向不同的线程执行。

也就是说，线程是靠进程模拟实现的。我们把图片左侧的task_struct和红框部分的线程统一称为执行流，其中一个执行流我们称线程，只有task_struct+地址空间+页表称为进程。我们之前的进程系列的进程也算是进程，只不过只有一个执行分支。（线程）在Linux中，我们把执行流统一称为轻量级进程（LWP）。

二、线程的基本模拟

上图是线程创建的接口（稍后会对参数进行解释）

以下是演示代码

执行流程是，创建了新线程后，之前的执行流会继续向下执行，而新创建的执行流会去执行上面的run函数。但我们编译后发现居然发生了链接报错。

其实，pthread_create并不是一个系统调用，而是glibc封装的一个原生线程库，解决这个问题我们只需要在编译选项后加 -lpthread即可

运行结果也的确像我们说的

我们通过get两个线程的pid发现与进程的pid相同，也说明了来自于同一个进程

除此之外，我们也可以查询线程的状态，进程的状态我们说过用 ps axj | grep processname

查询线程的状态：

ps -aL | grep processname

在众多的执行流中，pid与LWP相同的是主线程。

我们讲过，线程没必要再创建一个tcb，只要和进程共享一个pcb即可，那么也就不需要给线程执行的代码开辟额外空间，只需要把要执行的函数起始地址交给某执行流即可（函数还是在pcb内）

三、进程与线程

进程是资源分配的基本单位，而线程是调度的基本单位

此外，线程虽然共享进程的数据，但也拥有自己的一部分数据，比如线程id，上下文，调度优先级等。

在文件方面，同一进程的多个线程是共享的，也就是说如果一个线程打开了某个文件，那么其他线程也能看到该文件的内容。包括信号的处理方式等。

在一个进程中，如果有一个线程发生了崩溃，那么整个进程也将崩溃。

与进程之间的切换相比，线程之间的切换需要操作系统做的工作要少很多。线程的切换虚拟内存空间依然是相同的，但是进程切换是不同的。

另外⼀个隐藏的损耗是上下文的切换会扰乱处理器的缓存机制。简单的说，⼀旦去切换上下文，处理器中所有已经缓存的内存地址一瞬间都作废了。还有⼀个显著的区别是当你改变虚拟内存空间的时候，处理的页表缓冲 TLB （快表）会被全部刷新，这将导致内存的访问在⼀段时间内相当的低效。但是在线程的切换中，不会出现这个问题，当然还有硬件cache。cache位于CPU用于记录当前位置的附近的数据（也是缓存）。

四、关于虚拟地址与页表的补充

1.虚拟地址和页表的由来

如果没有这两个的分配内存机制，试想一下，我们每一个用户在使用内存时在空间上必定是连续的

因为每个程序的代码的数据大小不同，所以对应所占的空间大小不同，因此，物理内存会被分成若干个大小不同的块（如上图），导致相同的数据类型放在不同的各个区域。此时如果有些程序要推出的话，所占的内存就会被回收，导致这些内存被碎片化。

我们希望改变这种现状，但又不想改变用户使用空间连续的习惯（即用户的空间可以连续但物理内存不要连续），所以才有了虚拟地址空间和页表

图中有一个名词：页框，其本意就是把物理内存按照固定大小进行分隔的块，最常见的是4KB，而每个页框中存放一个页，大小就是一个页框的大小。（页是数据块，页框是一个存储区域）。这种机制就保证了CPU并非直接访问物理内存，而是通过虚拟地址来间接访问，也就是通过页表，页表上记录了页与页框的对应关系。

2.物理内存的管理

现在我们知道了，一大块物理内存被分割成无数的页（数据块），我们假设每个大小是4KB，假设整个内存是4GB，那么就要有4GB/4KB=100w+个页框。这么多个页框的内存，OS必定要管理，那么就会有对应的结构体来描述组织。而在结构内部我们发现我们发现有类似与数组下标的结构struct page *mem_map[N],可以大胆猜测，虽然物理内存被分割成无数块，但实际上他们还是连续的，那么我们就可以把每一个页框标记一个数组下标，整个内存就是一个巨大的数组，要想找到对应的内存，页表内只需记录映射到内存的下标就可以了！

3.页表的真实面目

目前我们对页表的了解，也就只知道它可以帮助我们映射到物理内存，但其内部还存放着其他信息。

我们之前了解的页表结构并不严谨，试想一下，如果把4GB的物理内存分成若干个4KB的块，然后把虚拟地址的每一块（每个地址是4字节）都记录在内形成映射关系以及对应的物理内存，那么单看页表的大小就要达到16GB左右了，这显然是不合理的。

其实，从虚拟地址到物理地址的转化并不只有页表，还有一个页目录，页目录中有1024个页目录表项，而每个表项对应着一个页表，然后每个页表中有1024个页表项，每个页表项指向物理地址的每一块起始地址，（所有页表的大小就是1024*1024*4=4MB)，这样我们用4MB大小就可以映射到整个物理内存了

这里的每⼀个表，就是真正的页表，所以⼀共有 1024 个页表。⼀个页表自身占用 4KB，那么1024个页表就占用4MB的物理内存空间，和之前没差别啊？那么从总数上看是这样，但是⼀个应用程序是不可能完全使用全部的4GB空间的，也许只要几十个页表就可以了。例如：一个用户程序的代码段、数据段、栈段，⼀共就需要 10 MB 的空间，那么使用 3 个页表就足够了。计算过程：每⼀个页表项指向⼀个4KB的物理页，那么⼀个页表中1024个页表项，⼀共能覆盖4MB的物理内存; 那么10MB的程序，向上对齐取整之后(4MB的倍数，就是12MB)，就需要3个页表就可以了。

把1024个页表管理起来的就是页目录，每个页目录表项的大小也是4字节。

4.虚拟地址如何转化为物理地址

我们的虚拟地址，一般是由32个比特位组成的，代表要访问某一个字节的地址（不是块的地址），我们把前10个比特位去查页目录表项（1024个，拿下标去查找到对应的页表），再拿次10位在对应的页表下找对应的页表项，然后我们就找到了页框的起始地址。而剩下的12位就是偏移量，利用偏移量就能找到该块中的某一个字节（2的12次就是4096，每个块是4kb*1024=4096字节）。

这个转化过程是MMU硬件完成的（CPU中）。然后再通过CR3寄存器查表找到对应的物理地址。

多级页表给我提供了便利的同时也引入了新的问题——查找次数增多导致效率降低，需要提升效率。在CPU中，还真有一个东西帮助我们——TLB，MMU在查页表前先问问TLB有没有，如果有就直接拿到物理地址，但没有的话就只能查表，然后把地址缓存到TLB方便下次查询，TLB的本质就是缓存。

5.缺页中断

我们的页表中记录的地址其实还记录了有关地址权限的相关信息（RW），假设现在有一个只读的地址，我此时进行写操作，此时MMU在查询地址时就发现不对，就会把错误告诉CPU发生软中断进行错误处理。同时，我们的数据并不用同时加载到内存里，其实一次加载一定部分就可以，等要执行下面的内容再进行加载（也说明了页表虽多但不都用）。