1. Linux线程概念

什么是线程？

通俗的来说：
1.概念角度，感性的理解线程
教材： 内存资源，cpu资源
进程内核数据结构+代码和数据（执行流）
线程：是进程内部的一个执行分值（执行流）
内核和资源：
进程：承担分配系统资源的基本实体。
线程：cpu调度的基本单位。

官方的语言来说：在⼀个程序⾥的⼀个执⾏路线就叫做线程（thread）。更准确的定义是：线程是“⼀个进程内部的控制序列”

看上图：在linux下线程的本质就是一个个的轻量型进程，但是里面的资源是如何划分的呢？

这个问题我们会在下文提到

分⻚式存储管理

虚拟地址和⻚表的由来
如果在没有虚拟内存和分⻚机制的情况下，每⼀个⽤⼾程序在物理内存上所对应的空间必须是连续的，那会造成什么样的影响呢？如下图：


因为每⼀个程序的代码、数据⻓度都是不⼀样的，按照这样的映射⽅式，物理内存将会被分割成各种离散的、⼤⼩不同的块。经过⼀段运⾏时间之后，有些程序会退出，那么它们占据的物理内存空间可以被回收，导致这些物理内存都是以很多碎⽚的形式存在。
所以，我们希望操作系统提供给⽤⼾的空间必须是连续的，但是物理内存最好不要连续。此时虚拟内存和分⻚便出现了，如下图所⽰：

把物理内存按照⼀个固定的⻓度的⻚框进⾏分割，有时叫做物理⻚。每个⻚框包含⼀个物理⻚（page）。⼀个⻚的⼤⼩等于⻚框的⼤⼩。⼤多数 32位 体系结构⽀持 4KB 的⻚，⽽ 64位 体系结构⼀般会⽀持 8KB 的⻚。区分⼀⻚和⼀个⻚框是很重要的：

了这种机制，CPU 便并⾮是直接访问物理内存地址，⽽是通过虚拟地址空间来间接的访问物理内存地址。所谓的虚拟地址空间，是操作系统为每⼀个正在执⾏的进程分配的⼀个逻辑地址，在32位机上，其范围从0 ~ 4G-1。 操作系统通过将虚拟地址空间和物理内存地址之间建⽴映射关系，也就是⻚表，这张表上记录了每⼀对⻚和⻚框的映射关系，能让CPU间接的访问物理内存地址。 总结⼀下，其思想是将虚拟内存下的逻辑地址空间分为若⼲⻚，将物理内存空间分为若⼲⻚框，通过⻚表便能把连续的虚拟内存，映射到若⼲个不连续的物理内存⻚。这样就解决了使⽤连续的物理内存造成的碎⽚问题。

物理内存管理
假设一个可用的物理内存有4G，一个页框有4KB，所以一共有1024*1024*1024*4/4/1024=1,048,576个页框，而我们的内核是如何管理的呢？

内核用了大量的struct page结构表⽰系统中的每个物理⻚,进行管理

下面是内核代码：

struct page {
/* 原⼦标志，有些情况下会异步更新 */
unsigned long flags;union {
struct {
/* 换出⻚列表，例如由zone->lru_lock保护的active_list */
struct list_head lru;
/* 如果最低为为0，则指向inode* address_space，或为NULL* 如果⻚映射为匿名内存，最低为置位* ⽽且该指针指向anon_vma对象*/
struct address_space* mapping;
/* 在映射内的偏移量 */
pgoff_t index;
/*
* 由映射私有，不透明数据
* 如果设置了PagePrivate，通常⽤于buffer_heads
* 如果设置了PageSwapCache，则⽤于swp_entry_t
* 如果设置了PG_buddy，则⽤于表⽰伙伴系统中的阶
*/
unsigned long private;};struct { /* slab, slob and slub */union {struct list_head slab_list; /* uses lru */struct { /* Partial pages */
struct page* next;
#ifdef CONFIG_64BIT
int pages; /* Nr of pages left */
int pobjects; /* Approximate count */
#else
short int pages;short int pobjects;
#endif
};};struct kmem_cache* slab_cache; /* not slob *//* Double-word boundary */
void* freelist; /* first free object */
union {void* s_mem; /* slab: first object */
unsigned long counters; /* SLUB */
struct { /* SLUB */
unsigned inuse : 16; /* ⽤于SLUB分配器：对象的数⽬ */
unsigned objects : 15;unsigned frozen : 1;
};
};};...};union {
/* 内存管理⼦系统中映射的⻚表项计数，⽤于表⽰⻚是否已经映射，还⽤于限制逆向映射
搜索*/
atomic_t _mapcount;unsigned int page_type;unsigned int active; /* SLAB */int units; /* SLOB */};...#if defined(WANT_PAGE_VIRTUAL)
/* 内核虚拟地址（如果没有映射则为NULL，即⾼端内存） */
void* virtual;
#endif /* WANT_PAGE_VIRTUAL */...}

其中⽐较重要的⼏个参数：
flags:：⽤来存放⻚的状态。这些状态包括⻚是不是脏的，是不是被锁定在内存中等。flag的每⼀位单独表⽰⼀种状态，所以它⾄少可以同时表⽰出32种不同的状态。这些标志定义在中。其中⼀些⽐特位⾮常重要，如PG_locked⽤于指定⻚是否锁定，PG_uptodate⽤于表⽰⻚的数据已经从块设备读取并且没有出现错误。

_mapcount:：表⽰在⻚表中有多少项指向该⻚，也就是这⼀⻚被引⽤了多少次。当计数值变为-1时，就说明当前内核并没有引⽤这⼀⻚，于是在新的分配中就可以使⽤它。

virtual:是⻚的虚拟地址。通常情况下，它就是⻚在虚拟内存中的地址。有些内存（即所谓的⾼端内存）并不永久地映射到内核地址空间上。在这种情况下，这个域的值为NULL，需要的时候，必须动态地映射这些⻚。

⻚表
 ⻚表中的每⼀个表项，指向⼀个物理⻚的开始地址。在 32 位系统中，虚拟内存的最⼤空间是 4GB ，这是每⼀个⽤⼾程序都拥有的虚拟内存空间。既然需要让 4GB 的虚拟内存全部可⽤，那么⻚表中就需要能够表⽰这所有的 4GB 空间，那么就⼀共需要 4GB/4KB = 1048576 个表项

虚拟内存看上去被虚线“分割”成⼀个个单元，其实并不是真的分割，虚拟内存仍然是连续的。这个虚线的单元仅仅表⽰它与⻚表中每⼀个表项的映射关系，并最终映射到相同⼤⼩的⼀个物理内存⻚上。⻚表中的物理地址，与物理内存之间，是随机的映射关系，哪⾥可⽤就指向哪⾥(物理⻚)。虽然最终使⽤的物理内存是离散的，但是与虚拟内存对应的线性地址是连续的。处理器在访问数据、获取指令时，使⽤的都是线性地址，只要它是连续的就可以了，最终都能够通过⻚表找到实际的物理地址。

解决需要⼤容量⻚表的最好⽅法是：把⻚表看成普通的⽂件，对它进⾏离散分配，即对⻚表再分⻚，由此形成多级⻚表的思想。为了解决这个问题，可以把这个单⼀⻚表拆分成 1024 个体积更⼩的映射表。如下图所⽰。这样⼀来，1024(每个表中的表项个数) * 1024(表的个数)，仍然可以覆盖 4GB 的物理内存空间。

⻚⽬录结构

两级⻚表的地址转换

下⾯以⼀个逻辑地址为例。将逻辑地址（ 0000000000,0000000001,11111111111 ）转换为物理地址的过程：

1. 在32位处理器中，采⽤4KB的⻚⼤⼩，则虚拟地址中低12位为⻚偏移，剩下⾼20位给⻚表，分成两级，每个级别占10个bit（10+10）。

2. CR3 寄存器 读取⻚⽬录起始地址，再根据⼀级⻚号查⻚⽬录表，找到下⼀级⻚表在物理内存中存放位置。

3. 根据⼆级⻚号查表，找到最终想要访问的内存块号。

4. 结合⻚内偏移量得到物理地址

5. ⼀个物理⻚的地址⼀定是 4KB 对⻬的(最后的 12 位全部为 0 )，所以其实只需要记录物理⻚地址的⾼ 20 位即可。

6. 以上其实就是 MMU 的⼯作流程。MMU(Memory Manage Unit)是⼀种硬件电路，其速度很快，主要⼯作是进⾏内存管理，地址转换只是它承接的业务之⼀。

故：单级⻚表对连续内存要求⾼，于是引⼊了多级⻚表，但是多级⻚表也是⼀把双刃剑，在减少连续存储要求且减少存储空间的同时降低了查询效率。

所以有没有解决方法呢？

答案是:没有啥是加一个中间层解决不了的，我们加入了TLB,其实，就是缓存，Translation Lookaside Buffer，学名转译后备缓冲器

缺⻚异常
设想，CPU 给 MMU 的虚拟地址，在 TLB 和⻚表都没有找到对应的物理⻚，该怎么办呢？其实这就是 缺⻚异常 Page Fault ，它是⼀个由硬件中断触发的可以由软件逻辑纠正的错误。

假如⽬标内存⻚在物理内存中没有对应的物理⻚或者存在但⽆对应权限，CPU 就⽆法获取数据，这种 情况下CPU就会报告⼀个缺⻚错误。

由于 CPU 没有数据就⽆法进⾏计算，CPU罢⼯了⽤⼾进程也就出现了缺⻚中断，进程会从⽤⼾态切换 到内核态，并将缺⻚中断交给内核的 Page Fault Handler 处理

缺⻚中断会交给 PageFaultHandler 处理，其根据缺⻚中断的不同类型会进⾏不同的处理：
Hard Page Fault 也被称为 Major Page Fault ，翻译为硬缺⻚错误/主要缺⻚错误，这时物理内存中没有对应的物理⻚，需要CPU打开磁盘设备读取到物理内存中，再让MMU建⽴虚拟地址和物理地址的映射。

Soft Page Fault 也被称为 Minor Page Fault ，翻译为软缺⻚错误/次要缺⻚错误，这时物理内存中是存在对应物理⻚的，只不过可能是其他进程调⼊的，发出缺⻚异常的进程不知道⽽已，此时MMU只需要建⽴映射即可，⽆需从磁盘读取写⼊内存，⼀般出现在多进程共享内存区域。

Invalid Page Fault 翻译为⽆效缺⻚错误，⽐如进程访问的内存地址越界访问，⼜⽐如对空指针解引⽤内核就会报 segment fault 错误中断进程直接挂掉。

线程的优点
• 创建⼀个新线程的代价要⽐创建⼀个新进程⼩得多• 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◦

最主要的区别是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。这两种上下⽂切换的处理都是通过操作系统内核来完成的。

内核的这种切换过程伴随的最显著的性能损耗是将寄存器中的内容切换出。◦ 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，处理的⻚表缓冲 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。

• 线程占⽤的资源要⽐进程少

• 能充分利⽤多处理器的可并⾏数量

• 在等待慢速I/O操作结束的同时，程序可执⾏其他的计算任务

• 计算密集型应⽤，为了能在多处理器系统上运⾏，将计算分解到多个线程中实现

• I/O密集型应⽤，为了提⾼性能，将I/O操作重叠。线程可以同时等待不同的I/O操作。

POSIX线程库

在linux中：

• 与线程有关的函数构成了⼀个完整的系列，绝⼤多数函数的名字都是以“pthread_”打头的

• 要使⽤这些函数库，要通过引⼊头⽂

• 链接这些线程函数库时要使⽤编译器命令的“-lpthread”选项

创建线程

功能：创建⼀个新的线程

原型：int pthread_create(pthread_t *thread, const pthread_attr_t *attr, void * (*start_routine)(void*), void *arg);

参数: thread:返回线程ID

attr:设置线程的属性，attr为NULL表⽰使⽤默认属性

start_routine:是个函数地址，线程启动后要执⾏的函数

arg:传给线程启动函数的参数

返回值：成功返回0；失败返回错误码


线程终⽌

功能：线程终⽌

原型:void pthread_exit(void *value_ptr);

参数:value_ptr:value_ptr不要指向⼀个局部变量。

返回值：⽆返回值，跟进程⼀样，线程结束的时候⽆法返回到它的调⽤者（⾃⾝）

线程等待

功能：等待线程结束

原型int pthread_join(pthread_t thread, void **value_ptr);

参数: thread:线程ID

value_ptr:它指向⼀个指针，后者指向线程的返回值
返回值：成功返回0；失败返回错误码

分离线程
• 默认情况下，新创建的线程是joinable的，线程退出后，需要对其进⾏pthread_join操作，否则⽆法释放资源，从⽽造成系统泄漏。

• 如果不关⼼线程的返回值，join是⼀种负担，这个时候，我们可以告诉系统，当线程退出时，⾃动释放线程资源。

int pthread_detach(pthread_t thread);

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