前言：

一、进程与线程

二、线程初体验

三、分页式存储管理初谈

总结：

前言：

大家好啊，今天我们就要开始翻阅我们linux操作系统的另外一座大山：线程了。

对于线程，大体结构上我们是划分为两部分，一部分是线程的概念与控制，另外一部分是线程的同步与互斥的相关内容。

本篇文章我将会为大家介绍线程的一些基础知识，加上对我们之前所学内容与线程之间的联系。

一、进程与线程

我们之前学过进程。

当时我们说：进程是一个执行起来的程序，进程=内核数据结构+代码与数据。

而什么是线程呢？

线程是一个执行流，执行粒度比进程更细，是进程内部的一个执行分支。

也就是说，一个进程可以包含多个线程，而这些线程共享进程的资源（如内存空间，我们后面会解释），但各自拥有独立的执行上下文（如栈、寄存器）

我们之前所说的进程，只有一个执行流，这种“单线程进程”其实是多线程模型的一种特例，如今更常见的是多线程程序，以提高并发性和资源利用率。

我们现在要更新一下对于线程进程的概念。

对于进程来说，进程是分配系统资源的基本实体。

对于线程来说，线程是OS调度的基本单位。

进程都需要被管理起来，那么比进程执行粒度更细的线程呢？

自然也要被管理起来，提到管理，就不得不说出那六个字：先描述，再组织！！

那我们就应该类似管理进程一样，专门弄出一个类似于PCB的结构来管理线程？

那我们的操作系统未免也太复杂了吧。

所以，linux的设计者也考虑到了这一点，于是linux的设计者就决定，我们可不可以让PCB（task_struct）近似的拿去管理线程呢？

所以线程，实际上也是通过PCB来进行管理的，没错，你没有听错，线程，也是通过PCB来进行管理的。

一个程序是一个进程，但是这个进程不一定只有一个PCB，我们从来没说过一个进程只能有一个PCB。所以有着多个PCB的进程，这多出来的，就是一个一个的执行流，就是一个一个的线程。线程也是task_struct描述起来的。

我们之前的模型，都是单线程进程，这唯一一个PCB，代表着这个进程的主执行流。

该进程唯一的 task_struct（PCB）即代表其主执行流，二者是等价的。此时 “进程”=“线程”，因为只有一个执行流，无需区分概念。

而我们之前讲进程的PCB的时候说过，PCB中包含很多数据结构，包括页表，mm_struct,vm_area_struct list。那现在的多线程进程中，我们有多个PCB，这里面的每一个PCB都有着这些结构吗？

当然，要不然为什么他们都是由PCB管理起来的呢？

那他们的数据也是一样的吗？

是，也不是。

一个进程中可以含多个PCB，我们就以主执行流的PCB数据为准，其他执行流（线程）的PCB，里面的mm_struct,vm_area_struct list这些结构数据，其实是共享的，他们之间共享相同的地址空间和资源，但是他们的寄存器和用户栈空间是每个线程各自独立的：

struct task_struct {pid_t pid;    // 线程ID（内核视角）pid_t tgid;   // 线程组ID（用户视角的进程ID）struct mm_struct *mm; // 指向共享的内存描述符// 每个线程有独立的：struct thread_struct thread;  // 寄存器状态void *stack;                 // 内核栈
};

我们可以理解为每一个线程存储的大部分数据都是一样的，在执行代码时，由于我们的执行上下文不同，各自维护独立的执行状态，所以我们可以并发的执行不同的代码。

所以我们今天就有了更清楚的概念：一个PCB（task_struct）<= 进程

我们也不在区分执行流到底是线程还是进程，转而把linux执行流统一称为：轻量级进程（LWP）

linux系统中没有真正意义上的“线程”，只有 “共享资源的轻量级进程”。

值得提的是，Windows是真的有线程的专属数据结构，所以它的内核代码极其复杂。

二、线程初体验

我们接下来写一下简单的测试代码，让大家体验一下线程的概念：

在linux中，我们一般用pthread_create函数来创建一个线程。

值得注意的是，这个函数并不是一个系统调用，而是我们glibc封装的一个函数。

他有四个参数，第一个参数是一个指针，函数成功返回后，会将新线程的 ID 写入该地址。所以我们在使用这个函数前，一般会创建一个pthread_t类型的id。

第二个参数指定线程的属性（如栈大小、调度策略等），如果是NULL，则使用默认属性。

第三个参数是一个函数指针，代表值这个线程将要执行的方法，而第四个参数表示传递给线程函数的参数。

#include <pthread.h>
#include <iostream>
#include <unistd.h>void* func(void *argv)
{while(true){std::cout<<"I am func pthread,my pid :"<<getpid()<<std::endl;   sleep(1);}
}
int main()
{pthread_t tid;int i = 100;pthread_create(&tid, nullptr, func, (void *)i);while (true){std::cout << "I am main pthread,my pid :" << getpid() << std::endl;sleep(1);}return 0;
}

在编译这个代码时应该注意，我们的编译指令应该是 g++ test.cc -o test -lpthread ，因为我们需要需要链接 pthread 库。

可以看见，如果只有一个执行流，是不能同时执行两个while循环的。

我们再次运行代码，通过新的bash输入以上两个命令可以查看进程运行信息。

可以看见，操作系统中叫做test的进程只有这一个，我们可以使用ps -aL来查看线程信息。

这里就多出来一个叫做LWP的东西。这个就是表示轻量级进程。

我们LWP与PID相同的，就是主执行流，如果光看PID的话，我们是区分不出来两个执行流的。所以，我们可以通过LWP来区分执行流唯一性，我们的OS真实调度时，也是用的LWP而不是PID。

三、分页式存储管理初谈

如果在没有虚拟内存和分页机制的情况下，每一个用户程序在物理内存上所对应的空间必须是连续的，如下图：

因为每一个程序的代码、数据长度都是不一样的，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。结果一段时间运行后，有些程序会退出，那么他们占据的物理内存空间就会被回收，导致这些物理内存都是以很多碎片的形式存在的。

我们希望操作系统提供给用户的空间必须是连续的，但是物理内存又不连续，该怎么办呢？

所以此时虚拟内存与分页就出现了。

我们这张图中牵涉到了页框的概念，那么什么是页框呢？

同学们，还记得我们学过的物理内存管理吗？
我们当时说过块的概念，我们可以把一定数量的扇区，划分为一个块。一个块的数据大小为4kb，也就是八个扇区。（ext2下）

我们说：块是文件系统管理数据的最小单位，一个块的大小是4kb。

这里的块是文件系统读写磁盘的最小逻辑单位，类似的，我们的一个页框的大小也是固定为4kb，他是操作系统管理物理内存的最小单位。

我们把物理内存按照一个固定的长度的页框进行分割，有时候叫做物理页。每一个页框包含一个物理页（page）。一个页的大小等于页框的大小，32位大多支持4kb，64为8kb。

我们需要区分页与页框：

页是一个数据块，可以存放在任何页框或者磁盘中，而页框是一个存储区域！

有了这种机制，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访问物理内存地址。所谓的虚拟空间，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。操作系统将虚拟地址空间与物理内存地址之间建立映射关系，也就是页表，这张表上记录了每一页和页框的映射关系。

总结一下，其思想就是将虚拟内存下的逻辑地址空间分为若干页，将物理内存空间划分为若干页框，通过页表就能把连续的虚拟内存，映射到若干个不同的物理内存页，就解决了碎片问题。

但是假设⼀个可用的物理内存有 4GB 的空间。按照⼀个页框的大小 4KB 进行划分， 4GB 的空间就是 4GB/4KB = 1048576 页框。有这么多的物理页，操作系统肯定是要将其管理起来的，操作系统需要知道哪些页正在被使用，哪些页空闲等等。

内核用 struct page 结构表示系统中的每个物理页，出于节省内存的考虑， struct page 中是用来大量的联合体union。

/* include/linux/mm_types.h */
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_64BITint pages;    /* Nr of pages left */int pobjects; /* Approximate count */
#elseshort 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 */...
}

系统启动时，内核会根据检测到的物理内存大小，为每个物理页框（page frame）分配一个对应的 struct page 结构体。

在 Linux 内核中， struct page 是用于管理物理内存页（页框）的核心数据结构，每个物理页都对应一个这样的结构体。该结构体包含几个关键字段：

flags：这是一个多功能的标志位字段，用于记录页的各种状态。每位代表一种独立的状态，可同时表示32种不同的状态（定义在<linux/page-flags.h>中）。其中重要的标志位包括：
- PG_locked：表示页是否被锁定在内存中
- PG_uptodate：表示页数据已从块设备正确读取
_mapcount：这个计数器记录有多少个页表项指向该物理页，即页的引用计数。当值为-1时，表示内核不再引用该页，可以被重新分配使用。
virtual：存储页的虚拟地址。对于常规内存，这就是页在虚拟地址空间中的映射地址；而对于高端内存（不永久映射到内核地址空间的部分），此字段为NULL，需要时再动态映射。

值得注意的是， struct page 描述的是物理页而非虚拟页。以典型的4KB页大小和4GB物理内存为例，系统需要管理约1百万个物理页（4GB/4KB=1M）。假设每个 struct page 占用40字节，则总内存开销约为40MB（1M*40B），仅占系统总内存的1%，这个管理开销是相当合理的。

我们之所以扯到这里，主要是想帮助大家理解虚拟地址空间与线程之间的关系，同一进程的所有线程共享同一个 mm_struct（内存描述符），因此它们看到的是完全相同的虚拟地址空间.

我们可以把struct page当做数组来理解，Linux 内核通过一个名为 mem_map 的全局数组（元素类型为 struct page）管理所有物理页。而当作数组，就有了下标，我们就可以快速转化为物理地址，一个页框是4kb，所以物理地址就等于=下标*4kb