linux线程基础
1. 什么是线程
进程是承担系统资源分配的基本实体，而线程（Thread）是进程内的一个执行单元，是CPU调度的基本单位。一个进程可以包含多个线程，这些线程共享进程的地址空间和资源（如文件描述符、全局变量等），但每个线程拥有独立的栈、寄存器状态和程序计数器。
（1）线程的核心特点
- 轻量级：轻量级进程、创建、销毁、切换的开销比进程小。
- 共享进程资源：所有线程共享进程的代码段、数据段、堆、打开的文件等。
- 独立执行流：每个线程有自己的独立的栈和 一组寄存器（线程的上下文数据）。
（2）linux线程复用 task_struct，用进程模拟线程，Linux 的线程就是轻量级进程。
- task_struct（任务结构体）是 Linux 内核用于描述进程/线程的数据结构。在 Linux 中，进程和线程的本质是相同的，都是 task_struct 结构的实例。
- 线程 ≈ 轻量级进程（LWP, Lightweight Process）：
- 线程是一个特殊的进程，只是共享了部分进程资源（如地址空间、文件描述符等）。
- Linux 使用 clone() 系统调用创建线程，而不是 fork()：
clone(CLONE_VM | CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND, stack);
这些 CLONE_XXX 标志决定了线程与其父进程共享哪些资源：
CLONE_VM：共享地址空间
CLONE_FS：共享文件系统信息
CLONE_FILES：共享文件描述符表
CLONE_SIGHAND：共享信号处理（3）进程：强独占，部分共享（比如通信）
强独占：
- 每个进程都有自己的独立地址空间，不能直接访问其他进程的内存。
- 进程间的文件描述符、变量、栈等资源默认都是互不影响的。
部分共享：
- IPC 机制可以用于进程间共享数据：
- 共享内存（shm）
- 管道（pipe）、消息队列（mq）
- 套接字（socket）
（4） 线程：部分独占，强调共享
部分独占：
- 线程有自己独立的栈（存储局部变量、返回地址）。
- 线程的寄存器 PC（程序计数器）、SP（栈指针）也是独立的。
强调共享：
- 线程共享同一进程的地址空间，可以访问全局变量、堆上的数据。
- 线程间无需 IPC，即可直接访问共享数据，提高通信效率。
- 但也带来了同步问题，需要用 锁（mutex）、条件变量（cond）、读写锁（rwlock） 控制并发。
2. 分页式存储管理
1. 进程访问的大部分资源都是通过地址空间访问的，对资源的划分本质上就是对地址空间的划分。地址空间就像是一个“窗口”。
（1）进程的所有资源（代码、数据、堆、栈、文件描述符等）最终都是通过地址空间来组织和管理的。
（2）进程的虚拟地址空间是一个抽象的窗口，它映射到物理内存和其他资源（如文件、共享内存等）。
（3）资源的管理（包括权限、隔离和共享）本质上就是对地址空间的划分：
- 私有地址空间：进程独占，如私有变量、堆、栈等。
- 共享地址空间：进程间通信（IPC）机制，如共享内存（shm）、文件映射等
2. 函数的本质就是虚拟地址空间（逻辑地址）的集合，让线程未来执行ELF程序的不同函数即可。
（1）在 ELF 可执行文件中，每个函数都是一段指令集合，存储在代码段（.text 段）。
（2）线程运行时，通过 程序计数器（PC）和 指令指针（EIP/RIP）访问代码段的不同部分，从而调用不同函数。
（3）函数的本质就是代码段中的一段逻辑地址集合，线程的执行本质上是在不同的函数地址集合之间跳转。
2.1 虚拟地址和页表
（1）物理内存的分页机制
操作系统将物理内存按照固定长度的页框进行分割，有时也称为物理页。每个页框包含一个物理页（Page），且页的大小与页框的大小相等。
- 大多数 32 位体系结构 支持 4KB 的页。
- 64 位体系结构 通常支持 8KB 的页。
（2）区分页和页框：
页框（Page Frame）
- 是物理内存被划分的固定大小的存储单元（如4KB/8KB），属于硬件层面的划分。
- 操作系统通过页框管理物理内存的分配和回收。
物理页（Physical Page）
- 指存储于页框中的数据块，其大小与页框严格一致（例如4KB页框存放4KB的页）。
- 页本身是逻辑概念，可以存放在物理内存的页框或磁盘（如交换空间）中。
关键关系
- 页框是容器，页是内容。
- 当页被调入物理内存时，必须占用一个完整的页框；换出到磁盘时，页框被释放。
访问机制：
（1）CPU不直接访问物理内存地址，而是通过虚拟地址空间间接访问。虚拟地址空间是操作系统为每个进程分配的逻辑地址范围（如32位系统为0～4GB）。
（2）操作系统通过页表建立虚拟地址与物理地址的映射关系：
- 页表记录每个虚拟页（进程视角）与物理页框（内存视角）的对应关系。
- CPU访问虚拟地址时，由MMU（内存管理单元）自动查页表转换为物理地址。
（3）若目标页不在物理内存中（页表项标记为无效），则触发缺页异常，操作系统负责从磁盘调入缺失页到空闲页框，并更新页表。
2.2 物理内存管理
操作系统通过`struct page` 结构体管理页框
- 每个物理页框对应一个 `struct page`，用于跟踪页框状态（如是否空闲、被哪个进程使用等）。
典型字段（简化示例）：
struct page {unsigned long flags; // 状态标志（如脏页、锁定等）atomic_t _count; // 引用计数struct list_head list; // 链表（用于空闲页管理）// 联合体（union）优化存储，根据页框用途复用字段};- 假设每个 `struct page` 占 40字节，则总开销：
40 * 1048476B = 40MB，相对系统 4GB 内存而言，仅是很小的⼀部分罢了。
页大小的权衡
- 页过大
- 优点：减少页表长度，降低转换开销。
- 缺点：内部碎片增大（如进程仅需5KB，但占用8KB页框，浪费3KB）。
- 页过小
- 优点：减少内部碎片。
- 缺点：
- 页表过长（4GB内存需 物理内存的大小/页框的大小（假如是512B） = 8,388,608) 个页框，页表占用更大内存）。
- 频繁的页转换增加CPU和MMU开销。
- 折中选择：
- 4KB页（如Windows/Linux主流选择）：平衡碎片与页表开销。
- 大页（Huge Page）：针对数据库等场景，减少TLB缺失（如2MB页）。
2.3 页表
1. 32位系统下页表的空间占用分析
- 虚拟地址空间：4GB（(2^32)字节）。
- 页大小：4KB（(2^12)字节）。
- 页表项数量： 4GB/4KB = 1,048,576
- 每个页表项大小：4字节（32位物理地址）。
- 页表总大小： 1,048,576 * 4(B) = 4MB
- 占用物理页框数： 4MB/4B = 1,048,576
核心矛盾：
页表本身需要 1,024个连续物理页框，违背了分页机制“允许离散分配”的初衷，且浪费内存。
2. 单级页表的局限性
- 问题1：连续页框需求
页表必须完整驻留内存，且需连续存储，与分页设计目标冲突。
- 问题2：局部性浪费
进程实际运行时仅访问少数页，但单级页表需维护全部映射，导致内存冗余。
3. 解决方案：多级页表
思想：将单级页表拆分为多级结构，按需加载，避免连续存储。
以二级页表为例（32位系统）：
1. 虚拟地址划分：
- 10位：一级页表索引（页目录）。
- 10位：二级页表索引。
- 12位：页内偏移（4KB页大小）。
2. 结构设计：
- 一级页表（页目录）：
- 含1,024个表项，每项指向一个二级页表。
- 大小：1,024 * 4{字节} = 4{KB}（仅需1个物理页框）。
- 二级页表：
- 共1,024个二级页表，每个含1,024个表项。
- 仅需为实际使用的虚拟地址区域分配二级页表，未使用的区域不分配。
3. 优势：
- 离散存储：各级页表可分散在物理内存中，无需连续。
- 按需加载：仅活跃的二级页表需驻留内存，节省空间。
- 兼容性：仍覆盖全部4GB虚拟地址空间（1,024 * 1,024 = 1,048,576个页）。
2.4 页目录结构
虚拟地址结构解析（32位系统，4KB页）
| 10位 (页目录索引) | 10位 (页表索引) | 12位 (页内偏移) |页目录索引（前10位）：
- 取值范围：[0, 1023]，对应页目录的1,024个表项。
- 每个表项存储下级页表的物理地址。
页表索引（中间10位）：
- 定位到具体页表中的表项，存储目标页框的物理地址。
页内偏移（后12位）：
- 与页框物理地址拼接，得到最终物理地址：
- 物理地址=页框基地址+页内偏移物理地址
关键操作：
- CPU通过MMU自动完成两级页表查询（页目录→页表→页框）。
- TLB（快表）缓存近期映射，加速转换。
2.5 虚拟地址与进程管理资源解析
1. 虚拟地址的本质：
- 虚拟地址是CPU看到的地址空间，是进程访问资源的唯一接口
- 每个虚拟地址对应一个资源（物理内存/文件/设备等），是资源的抽象代表
- 32位系统通常有4GB虚拟地址空间（0x00000000-0xFFFFFFFF）
2. 管理数据结构：
- `mm_struct`：进程内存的"总控结构"，包含整个地址空间的统计信息
struct mm_struct {unsigned long task_size; /* 地址空间大小 */pgd_t *pgd; /* 页全局目录 */struct vm_area_struct *mmap; /* 内存区域链表 */// ...};- `vm_area_struct`：描述虚拟内存区域(VMA)的"明细表"
struct vm_area_struct {unsigned long vm_start; /* 区域起始地址 */unsigned long vm_end; /* 区域结束地址 */struct file *vm_file; /* 映射的文件(如果有) */// ...};3. 页表的本质：
- 页表是虚拟地址到物理地址的转换地图（多级页表实现）
- 通过MMU硬件完成动态转换，进程切换时通过CR3寄存器切换页表
- 页表项不仅包含物理地址，还包含权限位（R/W/X、用户/内核等）
4. 地址空间布局示例（x86 Linux）：
0xFFFF_FFFF +-----------+| 内核空间 | 所有进程共享
0xC000_0000 +-----------+| 栈(stack) | 向下增长+-----------+| ... |+-----------+| 堆(heap)| 向上增长+-----------+| BSS段 |+-----------+| 数据段 |+-----------+| 代码段 |
0x0804_8000 +-----------+| 保留区域 |
0x0000_0000 +-----------+关键结论：
1. 虚拟地址是资源的代表，通过页表实现间接访问，页表是一张虚拟到物理的地图
2. 资源共享的本质是多个页表项指向同一物理资源，是虚拟地址的共享
3. 线程轻量的本质是共享大部分地址空间（mm_struct）
4. 虚拟地址、mm_struct、v_area_struct本质：进行资源的统计数据和整体数据
5. 线程进行资源划分：本质是划分地址空间，获得一定范围的虚拟地址，再本质，就是对页表的划分
2.6 两级地址的转换
物理地址生成示例
假设虚拟地址：0x12345678
页目录基地址：0x1000
页表基地址：0x2000
页框物理地址：0x8000
转换步骤：
-
拆分虚拟地址：
-
页目录索引：
0x12345678 >> 22 & 0x3FF = 0x48 -
页表索引：
0x12345678 >> 12 & 0x3FF = 0x345 -
页内偏移：
0x678
-
-
查页目录：
0x1000 + 0x48*4→ 获取页表地址0x2000。 -
查页表：
0x2000 + 0x345*4→ 获取页框地址0x8000。 -
物理地址：
0x8000 + 0x678 = 0x8678。
2.7 缺页中断
（1）当目标内存页出现以下情况时：
-
物理内存中无对应的物理页
-
物理页存在但无访问权限
（2）CPU将无法获取数据并触发缺页错误。由于数据缺失会导致计算中断，此时：
-
CPU暂停当前用户进程的执行
-
进程从用户态切换到内核态
-
缺页中断交由内核的Page Fault Handler处理
new和malloc本质上就是对物理内存的延迟申请。首先申请虚拟地址但未申请物理地址，等到真正使用时发生缺页中断，再申请物理地址。
总结
可执行程序也是文件，文件在磁盘那上都是按照4KB存储的。物理内存也被操作系统划分为4KB的内存块。
页框，struct page，struct page mem[1048576]，对内存的管理转化成为对数组的管理。
最终物理地址 = 起始物理地址+页内（4KB）偏移
申请物理内存：
（1）查数组，改page
（2）建立内核数据结构的对应关系
3. 线程的优点
1. 创建与切换开销
- 线程创建
代价更小：仅需分配栈和少量寄存器，共享进程资源（内存、文件描述符等）。
- 进程创建
代价更大：需独立分配内存空间、页表、文件资源等，内核管理成本高。
用户级线程的切换完全在用户空间进行，不需要内核介入。只有内核级线程（系统支持线程）的切换才需要内核支持。
- 切换开销对比
|维度 | 线程切换 | 进程切换 |
|------------------|---------------------------------------|-----------------------------|
| 虚拟内存 | 无需切换（共享相同空间） | 需切换页表（TLB刷新） |
| 寄存器 | 部分寄存器需保存/恢复 | 全部寄存器需保存/恢复 |
| 缓存失效 | 仅部分缓存可能失效 | 全部缓存+TLB失效 |
线程切换不会导致TLB、Cache缓存失效。
2. 性能优势
- 资源占用
线程更轻量：共享进程资源（如堆、全局变量），减少内存重复开销。
- 并行能力
多核利用率：线程可并行运行在多处理器上，加速计算密集型任务（如矩阵运算）。
- I/O重叠
非阻塞优化：一个线程等待I/O时，其他线程可继续计算（如Web服务器处理并发请求）。
3. 适用场景
4. 线程的缺点
1. 性能损失
若计算密集型线程数量 超过可用处理器核心数，会导致：
- 额外的同步开销（如锁竞争、上下文切换）
- 资源争用（CPU时间片被频繁切换，缓存利用率下降）
简单来说就是线程创建太多会导致切换成本太高，反而导致性能损失
例如4个计算密集型线程运行在2核CPU上 → 线程频繁切换，实际吞吐量可能低于单线程。
2. 健壮性降低
- 共享数据风险
- 线程间共享变量可能导致：
- 竞态条件（Race Condition）：未同步的并发访问引发数据不一致。
- 死锁（Deadlock）：多个线程互相等待对方释放锁。
// 线程不安全的计数器
int counter = 0;
void increment() { counter++; } // 多线程并发调用时结果可能错误3. 缺乏访问控制
| 维度 | 进程 | 线程 |
|---|---|---|
| 权限隔离 | 系统调用仅影响当前进程 | 系统调用（如chdir()）影响整个进程 |
| 资源管理 | 独立内存空间，崩溃不扩散 | 线程崩溃可能导致整个进程退出 |
例如线程A调用exit() → 整个进程终止，其他线程也被强制结束。
但缺乏访问控制也意味着线程共享资源比较容易。
4. 编程难度提高
5. 线程异常
在多线程环境下，线程是进程的执行单元，共享进程的地址空间和资源（如文件描述符、信号处理等）。当单个线程出现严重异常时（如 **除零错误、野指针访问、段错误**）导致线程崩溃时，整个进程也会随之崩溃。
关键原因包括：
- 信号机制的全局性：
- 线程的异常（如 `SIGSEGV`、`SIGFPE`）会发送给**整个进程**，而非仅限异常线程。
- 默认情况下，这些信号会终止进程（除非程序自定义了信号处理函数）。
- 共享地址空间：
- 线程的非法内存访问（如野指针）可能破坏其他线程的数据，使进程状态不可恢复。
线程异常 vs 进程异常
| 维度 | 线程异常 | 进程异常 |
|------------------|----------------------------|----------------------------|
| 影响范围 | 导致整个进程终止 | 仅终止当前进程 |
| 信号处理 | 信号发送到进程 | 信号发送到进程 |
| 资源回收 | 进程所有资源被释放 | 仅当前进程资源被释放 |
线程异常 ≈ 进程异常：因共享地址空间和信号机制，单个线程崩溃会牵连整个进程。
6. linux进程vs线程
1. 核心角色
（1）进程是资源分配的基本单位
（2）线程是CPU调度的基本单位
2. 资源共享对比
（1）共享的进程资源（所有线程共用）：
- 虚拟地址空间（代码段、堆、全局变量）
- 文件描述符、信号处理函数、当前工作目录
- 用户ID、组ID等进程属性
（2）线程私有数据：
线程ID、寄存器状态、errno、信号屏蔽字、调度优先级、栈等。
3. 创建与切换开销
| 操作 | 进程 | 线程 |
|------------------|--------------------------------------------------|----------------------------------------|
| 创建开销 | 高（需复制页表、文件描述符表等） | 低（仅分配栈和寄存器，共享进程资源） |
| 切换开销 | 高（需切换CR3寄存器，TLB刷新） | 低（地址空间不变，仅切换线程上下文） |
4. 通信与同步
- 进程间通信（IPC）：
需通过 **管道、消息队列、共享内存、信号量** 等机制（跨越地址空间）。
- 线程间通信：
直接读写 **共享全局变量**，但需同步机制（如互斥锁、条件变量）。
- 进程 = 资源容器，线程 = 执行流
7.线程示例
表明pthread_create不是系统调用，使用需要编译并连接pthread库
#include <iostream>
#include <string>
#include <pthread.h>
#include <unistd.h>void *threadrun(void *args)
{std::string name = (const char*)args;while(true){std::cout << "我是新线程: name: " << name << std::endl;sleep(1);}return nullptr;
}
int main()
{pthread_t tid;pthread_create(&tid, nullptr, threadrun, (void*)"thread-1");while(true){std::cout << "我是主线程..." << std::endl;sleep(1);}return 0;
}thread: Thread.ccg++ -o $@ $^ -lpthread
.PHONY: clean
clean:rm -f thread
可以看到，当kill其中一个线程时，两个线程都停止了，说明线程之间共享进程资源
查看线程：ps -aL
LWP：light weight process 轻量级进程
在task_struct中表示进程的除了pid外还有lwp，当进程中只有一个线程时pid=lwp。所以CPU调度时看的是lwp
健壮性较低，任何一个线程崩溃都会导致整个进程崩溃
消息混杂在一起，显示器文件本质上也是共享性资源，在没有加保护的时候会发生原子性错误
linux系统不存在真正意义上的线程，OS中中只有轻量级进程，线程时我们的叫法，linux只会提供轻量级进程的系统调用
下面是创建和父进程共享地址空间的子进程
由于用户只认线程，所有的操作系统教程只讲线程，因此在用户和linux系统之间添加一层软件层，即pthread库，pthread库把创建轻量级线程的方法封装起来，给用户提供一批创建线程的接口，这样用户就不用关心底层的LWP了。
因此linux的线程实现时在用户层实现的，我们称之为用户级线程， pthread库称之为原生线程库。
pthread_create的底层其实封装的就是clone
c++11的多线程在linux下，本质上也是封装了pthread库。在windows下是封装windows创建进程的接口。通过条件编译形成库，解决了语言的跨平台和可移植性问题