Linux 多线程（多线程概念）-Toy模板网

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Linux线程概念

什么是线程？

在一个程序里的一个执行路线叫做线程 thread ),更准确的定义为：“线程是一个进程内部的控制序列"。
一切进程至少有一个执行线程。
线程在进程内部运行，本质上是在进程地址空间中运行。
在linux系统中，CPU看到的PCB比传统的进程更加轻量化。
透过进程虚拟地址空间，可以看到进程的大部分资源，将进程资源合理分配给每个执行流，就形成了线程执行流。

我们在以前所学习的进程知识中，一个进程由进程控制块（task_struct），进程地址空间（ mm_struct ) ，页表，页表与进程地址空间，物理内存的映射为关系构成。

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每一个进程都有自己独有的进程地址空间和页表，对应的映射关系，所以我们在创建进程时需要耗费大量的时间，空间。

但是，对于Linux系统，如果我们在创建一个进程后只创建task_struct，并且这些task_struct共享进程地址空间，页表等相关资源，图示如下。
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由于这些task_struct指向同一块进程地址空间和页表，所以它们所看到的资源都是一样的，我们可以让这四个task_struct执行不同的代码区域（栈区，堆区等以上区域），换句话说，我们之后创建出来的3个task_struct都可以同时执行自己的代码，从而完成”并发“。像这样，我们把这样的一份task_struct称这为”线程“。

其中每一个线程都是当前进程里面的一个执行流，也就是我们常说的”线程是进程内部的一个执行分支“。
线程在进程内部运行，本质就是线程在进程地址空间内运行，也就是说曾经这个进程申请的所有资源，几乎都是被所有线程共享的。
线程比进程粒度更细，因为执行的代码和数据也更小了。
线程调度的成本更低了，因为它在调度的时候，核心数据结构（进程地址空间和页表都不用切换了）

windows下的线程和Linux下的线程区别

Linux其实并没有真正对线程创建特定的数据结构。

线程本身是在进程内部运行的，操作系统中存在大量的进程，一个进程内又存在一个或多个线程，因此线程的数量一定比进程的数量多（线程：进程一定是n : 1），当线程的数量足够多的时候，很明显线程的执行粒度要比进程更细。
对于这么多的线程我们OS需要对其做管理（先描述，再组织），在大部分的OS中，线程都有一个tcb。如果我们的系统实现的是真线程，比如说windows平台，它就要分别对进程和线程设计各自的描述的数据块（结构体），并且很多线程在一个进程内部，所以还要维护线程tcb和进程pcb之间的关系。所以这样写出的代码，其tcb和pcb两个数据结构之间的耦合度非常复杂。但是对于Linux来说，在概念上并没有进程和线程的区分，只将task_struct叫做一个执行流，所以对于Linux来说，PCB和TCB为同一种。

Linux中使用pcb模拟tcb的优势：

不需要单独设计tcb了。
不用维护tcb和pcb之间的关系。
不用打再编写调度算法了。

在Linux中，CPU是否能够识别当前调度的task_struct是进程还是线程？

不能，因为CPU只关心一个一个独立的task_struct(执行流），无论进程内部只有一个执行流还是有多个执行流，CPU都是以task_struct为单位进行调度的。只是这里的task_struct只执行一部分代码和数据，但也并不妨碍CPU执行其他执行流。

图示如下：
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理解修改常量区

字符串常量区在代码区和已初始化数据区之间的，如果它不可被修改，那它是如何加载到物理内存呢？如何保证它不可被修改的？

比如当我们尝试修改字符串，字符串常量区经过页表的映射到物理内存，当它从虚拟地址到物理地址转换的时候，它是只读的，所以RWX权限为R，所以尝试在修改的时候直接在页表进行拦截，并结合MMU硬件转换，识别到只读但尝试修改的异常，发出信号，随后OS把此进程直接干掉。

如今，有了线程的引入，如何重新理解之前的进程？

我们红色方框框起来的内容，我们把这个整体叫做进程。
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曾经我们理解的进程 = 内核数据结构 + 进程对应的代码和数据，现在的进程，站在内核角度上看就是：承担分配系统资源的基本实体。所有进程最大的意义是向系统申请资源的基本单位。

因此，所谓的进程并不是通过task_struct衡量的，还需要创建地址空间、维护页表，然后在物理内存当中开辟空间、构建映射，打开进程默认打开的相关文件、注册信号对应的处理方案等等。

我们之前接触的进程内部只有一个task_struct，说明该进程内部只有一个执行流，也称之为”单执行流进程“。
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如果进程内部有多个执行流，我们称之为"多执行流进程"。

Linux中，CPU实际上看到的task_struct实际上要比传统的task_struct更加轻量化，当进程只有一个执行流，那就说明等于OS内的进程，但是如果进程有多个执行流，那就说明该线程<其他OS内传统的PCB,CPU拿到的是进程中多执行流中某一个PCB，这某一个PCB并没有单独创建特定的数据结构，从宏观上，所以Linux下的进程统一称之为：轻量级进程。
线程（一个执行流）是CPU调度的基本单位。

原生线程库pthread

在Linux中，站在内核角度没有真正意义上线程相关的接口，但是站在用户角度，如果想创建线程，而不是只能用fork函数，所以提供了pthread原生线程库。

二级页表

二级页表引入

以32位平台为例，在32个比特位中一共可以存在2^32个地址，如果由虚拟地址空间通过页表映射到物理内存中，那么一个页表就需要2 ^32个表项存储地址。
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并且，每一个表项除了要保存的虚拟地址以及物理地址这里就大概需要8字节，并且还需要保存一些权限信息，那么一个表项大概需要10个字节，那么最后意味着存储一张页表OS需要2^32 * 10个字节，那么也就是40GB。
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可是，这远远超过了在32位平台下4GB的内存。

二级页表

实际上，OS在64位平台上是多级页表，在32位平台上是二级页表。

这里以32位平台为例，虚拟地址通过二级页表映射关系如下：

选择虚拟地址的前10个比特位在页目录中查找，通过映射关系找到对应的页表。
再选择虚拟地址的10个比特位在对应的页表中查找，通过映射关系找到对应的页框的起始地址。
最后将虚拟地址的剩下12个比特位作为偏移量从对应页框的起始位置后进行偏移，页框起始地址 + 偏移量 = 物理内存中对应的字节数据。

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说明一下：

物理内存是按照4KB单位进行划分的（每一个4KB单位叫做页框),可执行程序上也是被划分为4KB为一个单位为页帧，当可执行程序和加载到内存中时也是以4KB进行加载和保存的。
如果一级页表有一张，那就说明有2^10个表项，进而表示有2 ^ 10个二级页表，并且1个表项大概10个字节，那么总字节数便为2 ^ 10 * 10个字节，也就是10MB，这极大节省了空间。
上面所述的映射过程，总共由页表和MMU硬件完成，其中页表为软件映射，MMU是一种硬件映射，OS由虚拟地址转换为物理地址采用的是软硬链接结合的方式。

上述页表的优势：

进程虚拟地址管理和内存管理，通过页表 + page进行了解耦。
页表分离了，可以实现页表的按需获取，没有用到的就不创建，进而节省了空间。

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，这里有两个核心原因：

线程切换是不需要切换页表和进程地址空间的，而进程与进程调度之间需要切换页表，进程地址空间
CPU内部具有硬件L1~L3 cache缓存，在进程进行访问的时候，CPU提前就将目标代码和数据加载到CPU的缓冲区中，一个进程内部的执行流访问时就可以可以直接从缓冲区中读取，提高调度效率。但是如果进程间切换，因为进程具有独立性，cache立即失效，新进程执行的时候，只能重新对该进程预计执行的代码数据缓存。