Linux--線程

Linux線程概念

1 什么是線程

? 在?個程序?的?個執?路線就叫做線程（thread）。更準確的定義是：線程是“?個進程內部
的控制序列”
? ?切進程?少都有?個執?線程
? 線程在進程內部運?，本質是在進程地址空間內運?
? 在Linux系統中，在CPU眼中，看到的PCB都要?傳統的進程更加輕量化
? 透過進程虛擬地址空間，可以看到進程的?部分資源，將進程資源合理分配給每個執?流，就形
成了線程執?流

2 分?式存儲管理

2-1 虛擬地址和?表的由來

思考?下，如果在沒有虛擬內存和分?機制的情況下，每?個??程序在物理內存上所對應的空間必
須是連續的，如下圖：
因為每?個程序的代碼、數據?度都是不?樣的，按照這樣的映射?式，物理內存將會被分割成各種
離散的、??不同的塊。經過?段運?時間之后，有些程序會退出，那么它們占據的物理內存空間可
比特就業課
以被回收，導致這些物理內存都是以很多碎?的形式存在。
怎么辦呢？我們希望操作系統提供給??的空間必須是連續的，但是物理內存最好不要連續。此時虛
擬內存和分?便出現了，如下圖所?：
把物理內存按照?個固定的?度的?框進?分割，有時叫做物理?。每個?框包含?個物理?
（page）。?個?的??等于?框的??。?多數 32位 體系結構?持 4KB 的?，? 64位 體系結
構?般會?持 8KB 的?。區分??和?個?框是很重要的：
? ?框是?個存儲區域；
? ??是?個數據塊，可以存放在任何?框或磁盤中。
有了這種機制，CPU 便并?是直接訪問物理內存地址，?是通過虛擬地址空間來間接的訪問物理內存
地址。所謂的虛擬地址空間，是操作系統為每?個正在執?的進程分配的?個邏輯地址，在32位機
上，其范圍從0 ~ 4G-1。
操作系統通過將虛擬地址空間和物理內存地址之間建?映射關系，也就是?表，這張表上記錄了每?
對?和?框的映射關系，能讓CPU間接的訪問物理內存地址。
總結?下，其思想是將虛擬內存下的邏輯地址空間分為若??，將物理內存空間分為若??框，通過
?表便能把連續的虛擬內存，映射到若?個不連續的物理內存?。這樣就解決了使?連續的物理內存
造成的碎?問題。
1-2-2 物理內存管理
假設?個可?的物理內存有 4GB 的空間。按照?個?框的?? 4KB 進?劃分， 4GB 的空間就是
4GB/4KB = 1048576 個?框。有這么多的物理?，操作系統肯定是要將其管理起來的，操作系統
需要知道哪些?正在被使?，哪些?空閑等等。
內核? struct page 結構表?系統中的每個物理?，出于節省內存的考慮， struct page 中使
?了?量的聯合體union。

/* include/linux/mm_types.h */
struct page {
/* 原?標志，有些情況下會異步更新 */unsigned long flags;
union {
struct {
/* 換出?列表，例如由zone->lru_lock保護的active_list */
struct list_head lru;
/* 如果最低為為0，則指向inode
* address_space，或為NULL
* 如果?映射為匿名內存，最低為置位
* ?且該指針指向anon_vma對象
*/
struct address_space* mapping;
/* 在映射內的偏移量 */
pgoff_t index;
/*
* 由映射私有，不透明數據
* 如果設置了PagePrivate，通常?于buffer_heads
* 如果設置了PageSwapCache，則?于swp_entry_t
* 如果設置了PG_buddy，則?于表?伙伴系統中的階
*/
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; /* ?于SLUB分配器：對象的數? */
unsigned objects : 15;
unsigned frozen : 1;
};
};};
...
};
union {
/* 內存管理?系統中映射的?表項計數，?于表??是否已經映射，還?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)
/* 內核虛擬地址（如果沒有映射則為NULL，即?端內存） */
void* virtual;
#endif /* WANT_PAGE_VIRTUAL */
...
}

**其中?較重要的?個參數：

  1. flags ：?來存放?的狀態。這些狀態包括?是不是臟的，是不是被鎖定在內存中等。flag的
    每?位單獨表??種狀態，所以它?少可以同時表?出32種不同的狀態。這些標志定義在
    <linux/page-flags.h>中。其中?些?特位?常重要，如PG_locked?于指定?是否鎖定，
    PG_uptodate?于表??的數據已經從塊設備讀取并且沒有出現錯誤。
  2. _mapcount ：表?在?表中有多少項指向該?，也就是這??被引?了多少次。當計數值變
    為-1時，就說明當前內核并沒有引?這??，于是在新的分配中就可以使?它。
  3. virtual ：是?的虛擬地址。通常情況下，它就是?在虛擬內存中的地址。有些內存（即所謂
    的?端內存）并不永久地映射到內核地址空間上。在這種情況下，這個域的值為NULL，需要的
    時候，必須動態地映射這些?。
    要注意的是 struct page 與物理?相關，?并?與虛擬?相關。?系統中的每個物理?都要分配?
    個這樣的結構體，讓我們來算算對所有這些?都這么做，到底要消耗掉多少內存。
    算 struct page 占40個字節的內存吧，假定系統的物理?為 4KB ??，系統有 4GB 物理內存。
    那么系統中共有?? 1048576 個（1兆個），所以描述這么多??的page結構體消耗的內存只不過
    40MB ，相對系統 4GB 內存??，僅是很?的?部分罷了。因此，要管理系統中這么多物理??，這
    個代價并不算太?。
    要知道的是，?的??對于內存利?和系統開銷來說?常重要，?太?，? 必然會剩余較?不能利
    ?的空間（?內碎?）。?太?，雖然可以減??內碎?的??，但是?太多，會使得?表太??占
    ?內存，同時系統頻繁地進??轉化，加重系統開銷。因此，?的??應該適中，通常為 512B -
    8KB ，windows系統的?框??為4KB。**

2-3 ?表

?表中的每?個表項，指向?個物理?的開始地址。在 32 位系統中，虛擬內存的最?空間是 4GB ，
這是每?個??程序都擁有的虛擬內存空間。既然需要讓 4GB 的虛擬內存全部可?，那么?表中就需
要能夠表?這所有的 4GB 空間，那么就?共需要 4GB/4KB = 1048576 個表項。如下圖所?：
虛擬內存看上去被虛線“分割”成?個個單元，其實并不是真的分割，虛擬內存仍然是連續的。這個
虛線的單元僅僅表?它與?表中每?個表項的映射關系，并最終映射到相同??的?個物理內存?
上。
?表中的物理地址，與物理內存之間，是隨機的映射關系，哪?可?就指向哪?(物理?)。雖然最終使
?的物理內存是離散的，但是與虛擬內存對應的線性地址是連續的。處理器在訪問數據、獲取指令
時，使?的都是線性地址，只要它是連續的就可以了，最終都能夠通過?表找到實際的物理地址。
在 32 位系統中，地址的?度是 4 個字節，那么?表中的每?個表項就是占? 4 個字節。所以?表占
據的總空間??就是： 1048576*4 = 4MB 的??。也就是說映射表??本?，就要占? 4MB /
4KB = 1024 個物理?。這會存在哪些問題呢？
? 回想?下，當初為什么使??表，就是要將進程劃分為?個個?可以不?連續的存放在物理內存
中，但是此時?表就需要1024個連續的?框，似乎和當時的?標有點背道?馳了…
? 此外，根據局部性原理可知，很多時候進程在?段時間內只需要訪問某?個?就可以正常運?
了。因此也沒有必要?次讓所有的物理?都常駐內存。
解決需要?容量?表的最好?法是：把?表看成普通的?件，對它進?離散分配，即對?表再分?，
由此形成多級?表的思想。
為了解決這個問題，可以把這個單??表拆分成 1024 個體積更?的映射表。如下圖所?。這樣?
來，1024(每個表中的表項個數) * 1024(表的個數)，仍然可以覆蓋 4GB 的物理內存空間。
這?的每?個表，就是真正的?表，所以?共有 1024 個?表。?個?表??占? 4KB ，那么
1024 個?表?共就占?了 4MB 的物理內存空間，和之前沒差別啊？
從總數上看是這樣，但是?個應?程序是不可能完全使?全部的 4GB 空間的，也許只要??個?表就
可以了。例如：?個??程序的代碼段、數據段、棧段，?共就需要 10 MB 的空間，那么使? 3 個
?表就?夠了。
計算過程：
每?個?表項指向?個 4KB 的物理?，那么?個?表中 1024 個?表項，?共能覆蓋 4MB 的物理內
存;
那么 10MB 的程序，向上對?取整之后(4MB 的倍數，就是 12 MB)，就需要 3 個?表就可以了。

2-4 ??錄結構

到?前為?，每?個?框都被?個?表中的?個表項來指向了，那么這 1024 個?表也需要被管理起
來。管理?表的表稱之為??錄表，形成?級?表。如下圖所?：
? 所有?表的物理地址被??錄表項指向
? ??錄的物理地址被 CR3 寄存器 指向，這個寄存器中，保存了當前正在執?任務的??錄地
址。
所以操作系統在加載??程序的時候，不僅僅需要為程序內容來分配物理內存，還需要為?來保存程
序的??錄和?表分配物理內存。

2-5 兩級?表的地址轉換

**下?以?個邏輯地址為例。將邏輯地址（ 0000000000,0000000001,11111111111 ）轉換為物
理地址的過程：

  1. 在32位處理器中，采?4KB的???，則虛擬地址中低12位為?偏移，剩下?20位給?表，分成
    兩級，每個級別占10個bit（10+10）。
  2. CR3 寄存器 讀取??錄起始地址，再根據?級?號查??錄表，找到下?級?表在物理內存中
    存放位置。
  3. 根據?級?號查表，找到最終想要訪問的內存塊號。
  4. 結合?內偏移量得到物理地址。
    比特就業課
  5. 注：?個物理?的地址?定是 4KB 對?的(最后的 12 位全部為 0 )，所以其實只需要記錄物理
    ?地址的? 20 位即可。
  6. 以上其實就是 MMU 的?作流程。MMU(Memory Manage Unit)是?種硬件電路，其速度很快，
    主要?作是進?內存管理，地址轉換只是它承接的業務之?。
    到這?其實還有個問題，MMU要先進?兩次?表查詢確定物理地址，在確認了權限等問題后，MMU再將這個物理地址發送到總線，內存收到之后開始讀取對應地址的數據并返回。那么當?表變為N級時，就變成了N次檢索+1次讀寫。可?，?表級數越多查詢的步驟越多，對于CPU來說等待時間越?，效率越低。讓我們現在總結?下：單級?表對連續內存要求?，于是引?了多級?表，但是多級?表也是?把雙刃劍，在減少連續存儲要求且減少存儲空間的同時降低了查詢效率。
    有沒有提升效率的辦法呢？計算機科學中的所有問題，都可以通過添加?個中間層來解決。 MMU 引?了新武器，江湖?稱快表的 TLB （其實，就是緩存）
    當 CPU 給 MMU 傳新虛擬地址之后， MMU 先去問 TLB 那邊有沒有，如果有就直接拿到物理地址發到總線給內存，?活。但 TLB 容量?較?，難免發? Cache Miss ，這時候 MMU 還有保底的?武器
    ?表，在?表中找到之后 MMU 除了把地址發到總線傳給內存，還把這條映射關系給到TLB，讓它記錄?下刷新緩存。**

2-6 缺?異常

設想，CPU 給 MMU 的虛擬地址，在 TLB 和?表都沒有找到對應的物理?，該怎么辦呢？其實這就是
缺?異常 Page Fault ，它是?個由硬件中斷觸發的可以由軟件邏輯糾正的錯誤。
假如?標內存?在物理內存中沒有對應的物理?或者存在但?對應權限，CPU 就?法獲取數據，這種
情況下CPU就會報告?個缺?錯誤。
由于 CPU 沒有數據就?法進?計算，CPU罷?了??進程也就出現了缺?中斷，進程會從??態切換
到內核態，并將缺?中斷交給內核的 Page Fault Handler 處理。
缺?中斷會交給 PageFaultHandler 處理，其根據缺?中斷的不同類型會進?不同的處理：
? Hard Page Fault 也被稱為 Major Page Fault ，翻譯為硬缺?錯誤/主要缺?錯誤，這
時物理內存中沒有對應的物理?，需要CPU打開磁盤設備讀取到物理內存中，再讓MMU建?虛擬
地址和物理地址的映射。
? Soft Page Fault 也被稱為 Minor Page Fault ，翻譯為軟缺?錯誤/次要缺?錯誤，這
時物理內存中是存在對應物理?的，只不過可能是其他進程調?的，發出缺?異常的進程不知道
?已，此時MMU只需要建?映射即可，?需從磁盤讀取寫?內存，?般出現在多進程共享內存區
域。
? Invalid Page Fault 翻譯為?效缺?錯誤，?如進程訪問的內存地址越界訪問，??如對
空指針解引?內核就會報 segment fault 錯誤中斷進程直接掛掉。

3 線程的優點

? 創建?個新線程的代價要?創建?個新進程?得多
? 與進程之間的切換相?，線程之間的切換需要操作系統做的?作要少很多
? 最主要的區別是線程的切換虛擬內存空間依然是相同的，但是進程切換是不同的。這兩種上
下?切換的處理都是通過操作系統內核來完成的。內核的這種切換過程伴隨的最顯著的性能
損耗是將寄存器中的內容切換出。
? 另外?個隱藏的損耗是上下?的切換會擾亂處理器的緩存機制。簡單的說，?旦去切換上下
?，處理器中所有已經緩存的內存地址?瞬間都作廢了。還有?個顯著的區別是當你改變虛
擬內存空間的時候，處理的?表緩沖 TLB （快表）會被全部刷新，這將導致內存的訪問在?
段時間內相當的低效。但是在線程的切換中，不會出現這個問題，當然還有硬件cache。
? 線程占?的資源要?進程少很
? 能充分利?多處理器的可并?數量
? 在等待慢速I/O操作結束的同時，程序可執?其他的計算任務
? 計算密集型應?，為了能在多處理器系統上運?，將計算分解到多個線程中實現
? I/O密集型應?，為了提?性能，將I/O操作重疊。線程可以同時等待不同的I/O操作。

4 線程的缺點

? 性能損失
? ?個很少被外部事件阻塞的計算密集型線程往往?法與其它線程共享同?個處理器。如果計
算密集型線程的數量?可?的處理器多，那么可能會有較?的性能損失，這?的性能損失指
的是增加了額外的同步和調度開銷，?可?的資源不變。
? 健壯性降低
? 編寫多線程需要更全?更深?的考慮，在?個多線程程序?，因時間分配上的細微偏差或者
因共享了不該共享的變量?造成不良影響的可能性是很?的，換句話說線程之間是缺乏保護
的。
? 缺乏訪問控制
? 進程是訪問控制的基本粒度，在?個線程中調?某些OS函數會對整個進程造成影響。
? 編程難度提?
? 編寫與調試?個多線程程序?單線程程序困難得多

5 線程異常

? 單個線程如果出現除零，野指針問題導致線程崩潰，進程也會隨著崩潰
? 線程是進程的執?分?，線程出異常，就類似進程出異常，進?觸發信號機制，終?進程，進程
終?，該進程內的所有線程也就隨即退出

6 線程?途

? 合理的使?多線程，能提?CPU密集型程序的執?效率
? 合理的使?多線程，能提?IO密集型程序的??體驗（如?活中我們?邊寫代碼?邊下載開發?
具，就是多線程運?的?種表現）

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NBA球星知識大挑戰&#xff1a;基于 PyQt5 的球星認識小游戲 代碼詳見&#xff1a;https://github.com/xiaozhou-alt/NBA_Players_Recognition 文章目錄 NBA球星知識大挑戰&#xff1a;基于 PyQt5 的球星認識小游戲一、項目介紹二、文件夾結構三、項目實現1. 自定義動畫按鈕&a…
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