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深入了解linux系统—— 线程概念

news 2025/8/15 10:07:48

线程

什么是线程呢？线程和之前学习到的进程又有什么关系呢？

从概念的角度来说：

进程 = 内核数据结构 + 代码和数据（执行流）
线程 = 进程内部的一个执行分支（执行流）

在内核与资源的角度：

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；

那线程到底是什么呢？在Linux操作系统中线程具体是什么呢？

首先，对于进程我们知道，有独立的内核数据结构(task_struct)、进程地址空间(mm_struct)、页表映射和物理内存中的代码和数据。

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在我们之前的认知中，一个进程有一个task_struct，和进程地址空间mm_struct；也就是说这个task_struct是独享这个进程地址空间的。

而线程是进程内部的一个执行分支，那是不是就可以为线程创建task_struct，并且多个task_struct共享进程地址空间mm_struct；这样每一个task_struct执行自己的那部分代码，每一个task_struct就是一个执行流。

这里进程访问资源，大部分都是通过进程地址空间来访问的；进程地址空间就犹如一个窗口，进程通过窗口来访问资源。

所以，创建多个进程(task_struct)，共享同一个窗口(进程地址空间)，将资源分配给不同的task_struct，这样就可以使用进程来模拟线程的。

在Linux操作系统中，线程就是用进程模拟实现的。
对于资源的分配，本质就是对进程地址空间的虚拟地址的划分。（虚拟地址就是资源）
对于代码区的划分，函数也是虚拟地址的集合；让线程执行不同的函数。

轻量级进程

说了这么多，在Linux操作系统中其实是没有线程这一概念的，线程是用进程模拟实现的。

那在Linux中线程和进程如何区分呢？

进程：内核数据结构 + 代码和数据；而在Linux是没有线程的概念的；

对于一个进程，其中有一个或者多个内核数据结构；而其中的一个task_struct又被称为 轻量级进程

所以说，在Linux内核中，task_struct结构体对象又被称为轻量级进程；而进程是内核数据结构对象 + 代码和数据。

在一个进程中，可能存在多个task_struct结构体对象；之前所了解的只是单执行流的进程。

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所以，在Linux操作系统下，并没有线程这一概念，只有轻量级进程(task_struct)；

Linux系统的线程是使用进程来模拟实现的：

应该轻量级进程task_struct就相当于进程中的一个线程；

线程是进程的一个执行流，而一个进程可能存在多个task_struct，分别执行不同的代码，也就是多个执行流。

分页式存储

在深入理解线程之前，先来简单了解一下分页式存储：

1. 虚拟地址和页表

如果没有虚拟地址和页表，为了能够保证在物理内存上找到对应的代码和数据，每一个程序在物理内存上所对应的空间就必须是连续的；

而代码和数据的长度是不一致的，这样去映射，物理内存就势必会以很多碎片的形式存在，这样内存利用率非常低。

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而想要操作系统提供给用户的空间是连续的，而对应的物理内存尽量不要连续；就有了虚拟地址和页表分页：

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将物理内存按照固定的长度的页框进行分割，也称为物理页；每一个页框包含一个物理页，一个页的大小等于页框的大小。

大部分32位体系结构支持4KB 的页，64位体系结构一般会支持8KB的页。

页框是一个存储区域
页是一个数据块，可以存放在任何页框或磁盘中。

有了虚拟地址和页表分页机制，CPU就能够通过虚拟地址空间来间接访问物理地址，而不是直接访问物理地址。

虚拟地址空间：就是操作系统在位每一个正在执行的进程分配的一个物理地址，在32位下，范围是[0,4]GB。

操作系统将虚拟地址空间和物理地址之间建立映射关系，就是页表，页表中记录了每一对页和页框的映射关系；CPU能够根据虚拟地址，通过页表映射访问物理内存地址。

简单来说就是：

将虚拟内存下的逻辑地址空间分为若干页，将物理内存空间分为若干个页框，通过页表将连续的虚拟内存映射到若干个不连续的物理内存页

2. 物理内存

将物理内存空间分为若干个页框；比如4GB物理内存，每个页框的大小4KB，那就存在``1048576`个页框；这么多物理页，操作系统肯定要将这些物理页管理起来。

在Linux内核中，struct page结构表示每个系统中的物理页，在struct page中，存在非常多的联合体union(节省空间)

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 */...
}

其中存在flags、_mapcount、virtual等标志位

falgs：存放页的状态，包括页是否是脏的，是否被锁定在内存中。falgs的每一个比特位单独表示一种状态，至少可以同时表示32种的状态。其中PG_locked表示指定页是否被锁定、PG_uptodate表示页的数据结已经存块设备读取且没有错误。
_mapcount：表示页表中有多少项指向该页，也就是该页被引用了多少次；当计数值为-1时，表示内核并没有引用这一页，就在新分配中使用它。
virtual：页的虚拟地址，一般情况下它就是页中虚拟内存中的地址。（一些内存并不永久映射到内核地址空间中，此时该值为NULL，在需要的时候动态映射这些页。

3. 页表

在上面描述中，通过页表将连续的虚拟地址映射到了不连续的物理地址中；那页表是什么呢？

页表的每一个表项都指向一个物理页，在32位系统中，虚拟地址的最大空间是4GB，每一个用户程序都存在虚拟地址空间；让4GB空间全部可用，在页表中就要表示出来这4GB空间，也就需要4GB/4KB，也就是1048576个表项。

如果页表中直接存储物理地址，在32位系统下，地址的大小是4KB，这样页表就要占用1048576*4也就是4MB的空间，一个页表就要占用1024个物理页；在内核中存在非常多的进程，每一个进程都有自己的页表，那是不是就占用非常多的内存资源了。

要解决大容量页表，就要把页表看做普通文件，对它进程离散分离，对页表再分页，形成多级页表

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简单了解了页表，那虚拟地址又是什么呢？CPU是如何通过虚拟地址获取物理地址的呢？

以32位系统为例，地址大小为4字节，也就是32个bit位；

这32bit位分为三部分：前10位，表示页目录表中页表对应的下标、之后的10位，表示页表中物理页对应的下标；后12位表示页内偏移

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页表的物理地址被页目录表项指向；
页目录的物理地址被CR3寄存器指向；CR3寄存器保存了当前正在执行任务的页目录地址。

所以说，操作系统在加载用户程序时，不仅需要为程序内容分配物理地址，还要为页目录和页表分配物理内存。

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4. 缺页中断

缺页中断简单来说：
缺页中断是当程序试图访问一个当前不在物理内存（RAM）中，而是存放在硬盘（如交换空间或页面文件）中的内存页面时，由硬件（通常是内存管理单元 MMU）触发的一种特殊中断（或异常）。

为什么需要它？
缺页中断是现代操作系统实现虚拟内存管理的关键机制。虚拟内存让程序以为自己拥有连续的、比实际物理内存大得多的地址空间。操作系统负责在物理内存和硬盘之间按需交换数据块（称为“页”）。

发生缺页中断的基本流程：

程序访问内存： CPU 执行一条指令，需要读取或写入某个内存地址。
MMU 检查页表： 内存管理单元根据该地址查找页表（操作系统维护的数据结构，记录虚拟页到物理页框的映射关系，以及页的状态）。
发现“缺页”： MMU 发现该地址对应的页表项表明：
- 无效： 该虚拟地址尚未分配或无效（这会导致更严重的错误，如段错误）。
- 有效但不在内存中： 该虚拟页是合法的（已分配），但它的内容当前不在物理内存中（页表项中的“存在/有效”位被清除）。这就是“缺页”情况。
触发中断： MMU 检测到缺页条件，向 CPU 发出一个缺页中断信号。
操作系统接管： CPU 暂停当前程序的执行，保存其上下文（寄存器状态等），并切换到内核态，执行操作系统预先设置好的缺页中断处理程序。
中断处理程序工作：
- 查找页面位置： 根据触发中断的虚拟地址，在页表中找到对应的项，确定该页当前存放在硬盘上的具体位置（如交换空间）。
- 分配物理页框： 在物理内存中找到一个空闲的页框（物理内存块）。如果没有空闲页框，则需要使用页面置换算法（如 LRU）选择一个“牺牲”页框，将其内容写回硬盘（如果它是脏的/被修改过）。
- 调入页面： 发出 I/O 请求，将需要的页面从硬盘读入到分配好的物理页框中。这是一个相对慢速的操作（磁盘 I/O）。
- 更新页表： 修改页表项，将该虚拟页映射到新的物理页框，并将状态标记为“在内存中”（设置“存在/有效”位）。
- 可能调整： 如果需要置换页面，还需更新被换出页面的页表项（标记为不在内存）。
恢复执行： 中断处理程序完成后：
- 恢复被中断程序的上下文。
- 重新执行那条导致缺页中断的指令。
- 这次 MMU 再查页表时，就能找到有效的物理地址映射，指令得以正常执行。

简单来说，缺页中断就是操作系统用来“现场搬救兵”的机制：当程序要用到硬盘上的数据时，硬件喊停，操作系统赶紧去硬盘把数据搬到内存，然后让程序接着运行。这是现代操作系统内存管理高效运作的核心机制之一。

线程与进程

1. 线程的优点

创建与切换成本低
- 创建代价：线程共享进程资源（内存、文件描述符等），无需复制完整地址空间。
- 切换代价低：
  - 保留虚拟内存：线程切换不刷新TLB（快表）和硬件Cache，避免内存访问效率下降。
  - 寄存器切换为主：仅需保存/恢复线程私有数据（寄存器、栈指针），无需切换页表等内核资源。
资源占用少
- 共享进程的代码段、数据段、堆、打开文件等，仅需独立维护线程私有栈、寄存器等少量资源。
提升并行能力
- 多线程可绑定到不同CPU核心，充分利用多处理器并行执行（尤其适合计算密集型任务）。
I/O效率优化
- 线程可并发等待多个I/O操作（如一个线程处理用户输入，另一个线程下载文件），避免阻塞主程序。

2. 线程的缺点

性能损失风险
- 计算密集型场景：若线程数 > CPU核心数，频繁切换导致调度开销增大，实际吞吐量反而下降。
- 同步开销：锁竞争、信号量管理等额外操作消耗CPU时间。
健壮性降低
- 共享数据风险：一个线程修改共享变量可能导致其他线程逻辑错误（需严格同步）。
- 单点崩溃：单个线程的野指针/除零错误会触发信号机制（如SIGSEGV），终止整个进程。
访问控制缺失
- 进程是资源分配单位，线程无权限制其他线程访问共享资源（如全局变量、文件句柄）。
开发复杂度高
- 需处理竞态条件、死锁、优先级反转等问题，调试难度显著增加。

3. 线程异常

线程是进程的一部分，某个线程如果出现除零、野指针等问题导致线程崩溃，进程也会崩溃。

线程是进程的执行分支，线程如果出现异常，就等同于进程出异常，从而触发信号机制，终止进程进程终止，进程中的所有线程也就随即退出。

4. 线程适用场景

场景类型	应用示例	线程作用
CPU密集型	视频编码/科学计算	分解任务到多核并行，缩短计算时间。
I/O密集型	Web服务器/文件下载工具	重叠I/O等待与计算，提升响应速度。
交互式应用	图形界面程序	后台任务不阻塞用户操作（如边渲染边响应用户输入）。