（转载）Linux多线程实现

转载自：https://www.cnblogs.com/zhaoyl/p/3620204.html

首先从OS设计原理上阐明三种线程：内核线程、轻量级进程、用户线程

内核线程

内核线程就是内核的分身，一个分身可以处理一件特定事情。这在处理异步事件如异步IO时特别有用。内核线程的使用是廉价的，唯一使用的资源就是内核栈和上下文切换时保存寄存器的空间。支持多线程的内核叫做多线程内核(Multi-Threads kernel )。

轻量级进程

轻量级线程(LWP)是一种由内核支持的用户线程。它是基于内核线程的高级抽象，因此只有先支持内核线程，才能有LWP。每一个进程有一个或多个LWPs，每个LWP由一个内核线程支持。这种模型实际上就是恐龙书上所提到的一对一线程模型。在这种实现的操作系统中，LWP就是用户线程。

由于每个LWP都与一个特定的内核线程关联，因此每个LWP都是一个独立的线程调度单元。即使有一个LWP在系统调用中阻塞，也不会影响整个进程的执行。

轻量级进程具有局限性。首先，大多数LWP的操作，如建立、析构以及同步，都需要进行系统调用。系统调用的代价相对较高：需要在user mode和kernel mode中切换。其次，每个LWP都需要有一个内核线程支持，因此LWP要消耗内核资源（内核线程的栈空间）。因此一个系统不能支持大量的LWP。

注：

LWP 的术语是借自于 SVR4/MP 和 Solaris 2.x 。有些系统将 LWP 称为虚拟处理器。而将之称为轻量级进程的原因可能是：在内核线程的支持下， LWP 是独立的调度单元，就像普通的进程一样。所以 LWP 的最大特点还是每个 LWP 都有一个内核线程支持。

 

用户线程

LWP虽然本质上属于用户线程，但LWP线程库是建立在内核之上的，LWP的许多操作都要进行系统调用，因此效率不高。而这里的用户线程指的是完全建立在用户空间的线程库，用户线程的建立，同步，销毁，调度完全在用户空间完成，不需要内核的帮助。因此这种线程的操作是极其快速的且低消耗的。

 

上图是最初的一个用户线程模型，从中可以看出，进程中包含线程，用户线程在用户空间中实现，内核并没有直接对用户线程进程调度，内核的调度对象和传统进程一样，还是进程本身，内核并不知道用户线程的存在。用户线程之间的调度由在用户空间实现的线程库实现。

这种模型对应着恐龙书中提到的多对一线程模型，其缺点是一个用户线程如果阻塞在系统调用中，则整个进程都将会阻塞。

 

加强版的用户线程——用户线程+LWP

这种模型对应着恐龙书中多对多模型。用户线程库还是完全建立在用户空间中，因此用户线程的操作还是很廉价，因此可以建立任意多需要的用户线程。操作系统提供了 LWP 作为用户线程和内核线程之间的桥梁。 LWP 还是和前面提到的一样，具有内核线程支持，是内核的调度单元，并且用户线程的系统调用要通过 LWP ，因此进程中某个用户线程的阻塞不会影响整个进程的执行。用户线程库将建立的用户线程关联到 LWP 上， LWP 与用户线程的数量不一定一致。当内核调度到某个 LWP 上时，此时与该 LWP 关联的用户线程就被执行。
 

很多文献中都认为轻量级进程就是线程，实际上这种说法并不完全正确，从前面的分析中可以看到，只有在用户线程完全由轻量级进程构成时，才可以说轻量级进程就是线程

 

LinuxThreads

　　所实现的就是基于核心轻量级进程的"一对一"线程模型，一个线程实体对应一个核心轻量级进程，而线程之间的管理在核外函数库（我们常用的pthread库）中实现。 一直以来, linux内核并没有线程的概念. 每一个执行实体都是一个task_struct结构, 通常称之为进程. 

　　进程是一个执行单元, 维护着执行相关的动态资源. 同时, 它又引用着程序所需的静态资源.通过系统调用clone创建子进程时, 可以有选择性地让子进程共享父进程所引用的资源. 这样的子进程通常称为轻量级进程，如上文所述，又叫内核线程。

[插曲]说下fork和vfork的区别

　　fork时，子进程是父进程的一个拷贝。子进程从父进程那得到了数据段和堆栈段，但不是与父进程共享而是单独分配内存。然而这里的非共享最初状态是共享的，linux下使用了写时复制技术，刚开始共享父进程的数据段，在写数据段的时候才进行复制，以fork为例，最终共享的资源就是task_struct、系统空间堆栈（copy_thread）、页面表等。
　　vfork时，因为实现为子进程先执行，所以是不拷贝（没必要）父进的虚存空间，也就是用户空间堆栈，clone(clone_vfork|clone_vm|sigchld,0)，指明的参数是不会拷贝，注定共享的。因为现在的fork都是写实拷贝，所以vfork的优势便不明显了——只是不用向vfork那样拷贝页表。另外，内核都是优先让子进程先执行，考虑到调度问题，fork不保证；但vfork可保证这点　　2.4内核 do_dork是fork/vfork/clone系统调用的共同代码，其核心流程如下：
　　1) 默认对所有资源进行共享暂不复制;
　　2) 如果flags未指定共享（相应位为0），则进行深层次复制。包括，file,fs,sighand,mm。
   　　以CLONE_FILES为例，对fork而言为1，也就是必须复制两份files，这样父子进程才有独立上下文（各自独立lseek不影响，但是文件指针肯定还是指向一个）;但是对于vfork，这个标志为1，也就是父子进程共享文件上下文（注意这里不是共享文件指针，连上下文都共享！也就是子进程lseek会改变父进程读写位置），这岂不乱套（类似还有vfork的CLONE_VM标志）！别担心，do_fork中会保证vfork时候，自进程先执行完！
   　　特殊说下，mm资源即使是非共享的，即CLONE_VM=1（fork如此），也不马上复制，而是复制页面表后，把也表项设置为写保护，这样无论谁写，届时都会再复制一份出来，这才完成的资源的独立——对fork而言。
　　3) 复制系统堆栈（区别于用户空间VM）

　

用户态线程由pthread库实现，使用pthread以后, 在用户看来, 每一个task_struct就对应一个线程, 而一组线程以及它们所共同引用的一组资源就是一个进程.　　但是, 一组线程并不仅仅是引用同一组资源就够了, 它们还必须被视为一个整体.