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线程概念与控制

news 来源：原创 2025/7/14 0:02:51

Linux线程概念

什么是线程

在一个程序里的一个执行路线就叫做线程（thread）。更准确的定义是：线程是“一个进程内部
的控制序列”，一切进程至少都有一个执行线程，线程在进程内部运行，本质是在进程地址空间内运行在Linux系统中，在CPU眼中，看到的PCB都要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

以前我们说的进程其实是只有一个线程的进程，叫轻量级进程PCB，每个进程有独立的页表，独立的虚拟内存，有自己的struct等数据结构

多线程是进程内部的概念，复用task_struct，用进程来模拟线程，进程代码全部复用，各个轻量TCB级进程共享同一份资源，虚拟地址也是资源的代表，函数是虚拟地址（逻辑地址）空间的集合，就是让线程未来执行ELF程序的不同的函数即可

分页式存储管理

虚拟地址和页表的由来
思考⼀下，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。经过一段运行时间之后，有些程序会退出，那么它们占据的物理内存空间可以被回收，导致这些物理内存都是以很多碎片的形式存在。
怎么办呢？我们希望操作系统提供给用户的空间必须是连续的，但是物理内存最好不要连续。此时虚拟内存和分页便出现了，如下图所示：

把物理内存按照一个固定的长度的页框进行分割，有时叫做物理页。每个页框包含一一个物理页
（page）。一个页的大小等于页框的大小。大多数 32位体系结构至持 4KB 的页，而 64位体系结
构一般会支持 8KB 的页。区分一页和页个页框是很重要的：

页框是一个存储区域；
而页是一个数据块，可以存放在任何页框或磁盘中。

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的访问物理内存地址。所谓的虚拟地址空间，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，在32位机上，其范围从0 ~ 4G-1。

操作系统通过将虚拟地址空间和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对页和页框的映射关系，能让CPU间接的访问物理内存地址。

总结一下，其思想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页框，通过页表便能把连续的虚拟内存，映射到若干个不连续的物理内存页。这样就解决了使用连续的物理内存造成的碎片问题。

物理内存管理

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 个页框。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 中使
用了大量的联合体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_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;
/* 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 */
...
}

其中比较重要的几个参数：

1. flags ：用来存放页的状态。这些状态包括页是不是脏的，是不是被锁定在内存中等。flag的每⼀位单独表示一种状态，所以它至少可以同时表示出32种不同的状态。这些标志定义在<linux/page-flags.h>中。其中一些比特位非常重要，如PG_locked用于指定页是否锁定，PG_uptodate用于表示页的数据已经从块设备读取并且没有出现错误。
2. _mapcount ：表示在页表中有多少项指向该页，也就是这一页被引用了多少次。当计数值变为-1时，就说明当前内核并没有引用这一页，于是在新的分配中就可以使用它。
3. virtual ：是页的虚拟地址。通常情况下，它就是页在虚拟内存中的地址。有些内存（即所谓的高端内存）并不永久地映射到内核地址空间上。在这种情况下，这个域的值为NULL，需要的时候，必须动态地映射这些页。

栈开辟空间后自底向上我们只需要知道起始位置+n*4KB就知道每个页表的位置了

页表

页表中的每一个表项，指向一个物理页的开始地址。在 32 位系统中，虚拟内存的最大空间是 4GB ，这是每一个用户程序都拥有的虚拟内存空间。既然需要让 4GB 的虚拟内存全部可用，那么页表中就需要能够表示这所有的 4GB 空间，那么就一共需要 4GB/4KB = 1048576 个表项。如下图所示：

虚拟内存看上去被虚线“分割”成一个个单元，其实并不是真的分割，虚拟内存仍然是连续的。这个
虚线的单元仅仅表示它与页表中每一个表项的映射关系，并最终映射到相同大小的一个物理内存页
上。
页表中的物理地址，与物理内存之间，是随机的映射关系，哪里可用就指向哪里(物理页)。虽然最终使用的物理内存是离散的，但是与虚拟内存对应的线性地址是连续的。处理器在访问数据、获取指令时，使用的都是线性地址，只要它是连续的就可以了，最终都能够通过页表找到实际的物理地址。

在 32 位系统中，地址的⻓度是 4 个字节，那么页表中的每一个表项就是占用 4 个字节。所以页表占据的总空间大小就是： 1048576*4 = 4MB 的大小。也就是说映射表自己本身，就要占用 4MB /
4KB = 1024 个物理页。这会存在哪些问题呢？

回想一下，当初为什么使用页表，就是要将进程划分为一个个页可以不用连续的存放在物理内存中，但是此时页表就需要1024个连续的页框，似乎和当时的目标有点背道而驰了......
此外，根据局部性原理可知，很多时候进程在一段时间内只需要访问某几个页就可以正常运行了。因此也没有必要一次让所有的物理页都常驻内存。

解决需要大容量页表的最好方法是：把页表看成普通的文件，对它进行离散分配，即对页表再分页，由此形成多级页表的思想。

为了解决这个问题，可以把这个单一页表拆分成 1024 个体积更小的映射表。如下图所示。这样一
来，1024(每个表中的表项个数) * 1024(表的个数)，仍然可以覆盖 4GB 的物理内存空间。

这里的每一个表，就是真正的页表，所以一共有 1024 个页表。一个页表自身占用 4KB ，那么
1024 个页表一共就占用了 4MB 的物理内存空间，和之前没差别啊？
从总数上看是这样，但是一个应用程序是不可能完全使用全部的 4GB 空间的，也许只要几十个页表就可以了。例如：一个用户程序的代码段、数据段、栈段，一共就需要 10 MB 的空间，那么使用 3 个页表就足够了。
计算过程：
每一个页表项指向一个 4KB 的物理页，那么一个页表中 1024 个页表项，一共能覆盖 4MB 的物理内存;
那么 10MB 的程序，向上对齐取整之后(4MB 的倍数，就是 12 MB)，就需要 3 个页表就可以了。

页目录结构

到目前为止，每一个页框都被一个页表中的一个表项来指向了，那么这 1024 个页表也需要被管理起来。管理页表的表称之为页目录表，形成二级页表。如下图所示：

所有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，这个寄存器中，保存了当前正在执行任务的页目录地址。
所以操作系统在加载用户程序的时候，不仅仅需要为程序内容来分配物理内存，还需要为用来保存程序的页目录和页表分配物理内存。

两级页表的地址转换

下面以⼀个逻辑地址为例。将逻辑地址（ 0000000000,0000000001,11111111111 ）转换为物
理地址的过程：
1. 在32位处理器中，采用4KB的页大小，则虚拟地址中低12位为页偏移，剩下高20位给页表，分成两级，每个级别占10个bit（10+10）。
2. CR3 寄存器读取页目录起始地址，再根据一级页号查页目录表，找到下一级页表在物理内存中
存放位置。
3. 根据二级页号查表，找到最终想要访问的内存块号。
4. 结合页内偏移量得到物理地址。

注：一个物理页的地址一定是 4KB 对齐的(最后的 12 位全部为 0 )，所以其实只需要记录物理
页地址的高 20 位即可。
6. 以上其实就是 MMU 的工作流程。MMU(Memory Manage Unit)是一种硬件电路，其速度很快，
主要工作是进行内存管理，地址转换只是它承接的业务之⼀。
到这里其实还有个问题，MMU要先进行两次页表查询确定物理地址，在确认了权限等问题后，MMU再将这个物理地址发送到总线，内存收到之后开始读取对应地址的数据并返回。那么当页表变为N级时，就变成了N次检索+1次读写。可见，页表级数越多查询的步骤越多，对于CPU来说等待时间越长，效率越低。

flags标记位共32个字节前十个比特位拿着索引可以在页目录（存放下一级页表的地址）中找到对应的哪张页表（页的地址），然后通过中间的十个比特位索引找到对应的具体页的首位置，最后十二个比特位通过页内偏移找到页内具体的位置，CR3寄存器内保存当前上下文页目录的物理地址，PCB提供虚拟地址给CPU，MMU最终实现虚拟地址转化，进去是虚拟地址，出来就是实际的物理地址

单级页表对连续内存要求高，于是引入了多级页表，但是多级页表也是一把双刃剑，在减少连续存储要求且减少存储空间的同时降低了查询效率。
有没有提升效率的办法呢？计算机科学中的所有问题，都可以通过添加一个中间层来解决。 MMU 引入了新武器，江湖⼈称快表的 TLB （其实，就是缓存）
当 CPU 给 MMU 传新虚拟地址之后， MMU 先去问 TLB 那边有没有，如果有就直接拿到物理地址发到总线给内存，齐活。但 TLB 容量比较小，难免发生 Cache Miss ，这时候 MMU 还有保底的老武器页表，在页表中找到之后 MMU 除了把地址发到总线传给内存，还把这条映射关系给到TLB，让它记录一下刷新缓存。