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一 虚拟地址到物理地址的转换
1. 操作系统如何管理物理内存：
2. 下面来谈谈虚拟地址如何转换到物理地址：
3. 补充字段：
二 Linux中的线程
1. 先来说说进程：
2. 线程：
3. 线程相比较于进程的优缺点：
4. 线程独有的字段：
5. pthread库：
一 虚拟地址到物理地址的转换
1. 操作系统如何管理物理内存：
假设物理内存是4GB，管理物理内存基本单位是1字节吗？不是，一般是以4KB为一个基本单位，称为页框(页桢)，正好操作系统与磁盘交互也是以4KB为基本单位，即读取8个扇区，既然4KB为单位，4GB有很多个4KB，势必也要进行管理吧，这里简单一点当成数组进行管理，实际是伙伴系统/slab....机制。
4GB / 4KB = 1,039,386个4KB，忽略其他字段：页框的使用情况...等。
也就是说数组大小为100w，假设地址从 0 ~ 4GB 编制，第0~1023字节，也就是对应的第0号下标，1024 ~ 2*4KB，对应第二个下标，取模，余数丢掉，所以只要拿着任意的地址都能索引到这个数组的任意下标，反向也能转回到页框的起始地址，当然，这个数组肯定也要在内存中开辟空间，100w * 4 = 400w 字节 -> 4k，每个下标存放页框的起始地址，这个不考虑。
2. 下面来谈谈虚拟地址如何转换到物理地址：
32位平台下：
虚拟地址主要是通过页表转换到物理地址，虚拟地址是 0 ~ 4G，如果按一对一进行映射，页表存放虚拟地址和物理地址的指针，一共4G，也就是4G * 8 = 32G的内存大小，显然是不现实的。
上面是把虚拟地址整体使用了，下面来看看另一个方案。
指针大小也就是 0 ~ 2^32次方，那能不能从这个虚拟地址的bit位入手？
实际上不仅仅只有一个页表，会有一个页目录，和页表。
页目录：存放指针高位前10bit位，也就是 2^10次方，1024，页目录一共1024个项，里面每一项存放的是页表的起始地址。
页表：页目录能索引到页表，页表大小是多少呢？也是1024项，取指针中间的10个bit位，每一项存放的是页框的起始地址，所以页表主要是用来建立页框的起始地址，也就是映射。
还有12bit位干嘛的？
页框是4KB，2^12次方刚好也是4KB，所以后面剩余的12bit是用来在页框中偏移的，页表以及存放的是页框的起始地址了，在进行页内偏移，最终拿到页框中某一个字节。
所以上述方案是利用了指针大小的bit位来进行转换划分的，而不是当整块使用暴力映射。
不同的进程虚拟地址完全一样，索引路径也一样，但最终页表存放的物理地址不一样，也侧面证明了进程是相互独立的，父子进程除外。
最后再来算一算页表和页目录占用内存的大小：
页目录：1024项 + 存放页表的地址：1024 * 4 = 4KB
页表：1024个页目录 + 每个页目录对应的页表也是1024项 + 页表每一项和物理地址的映射也就是存放页框的起始地址 = 1024 * 1024 * 4 = 4M
最终占总大小：4M + 4KB，这是最坏的情况，所有的虚拟地址全用上了，实际可能只会用一点点。
3. 补充字段：
1. 谁拿页表进行寻址呢？
OS？不是，CPU内部集成了一个硬件MMU，作用是用来进行页表转换的，怎么拿到页表？CPU内又有一个寄存器CR3，记录页表的起始地址在交给MMU，自此从MMU出来的就是实际的物理地址。
2. 如果在程序某个地方打了个死循环，MMU每次都要查相同的虚拟地址，是不是没必要啊？所以在CPU内部还有个寄存器TLB，主要用来缓存MMU之前查过的虚拟地址，以便后续省了查表的过程，变相提高了虚拟到物理的转换了。
3. 页表下标存放页框的地址，也就是指针4字节整数(2^32)，直接用来索引页框吗？上面说的页框有100w个，2^20次方就是100w，剩下的12位浪费了吗？不是，页表不仅仅只有映射，还有比如该地址对应的对象的读写权限位，用户/内核态标记等字段，所以也就利用了这些剩余的bit位来标记比如虚拟地址是否合法，是否命中物理内存(否则缺页中断)等标记位。
二 Linux中的线程
1. 先来说说进程：
当创建一个进程，加载可执行文件代码和数据，创建内核数据结构：PCB，mm_struct，文件描述符表....等对象，都需要在内存中申请空间，被CPU调度，切换保护进程上下文数据，重新填充pc指针，MMU，TLB，CR3，等一系列的寄存器，每个进程新创建/被切换，带来的开销势必是很大的，这也就是为什么进程是资源分配的基本单位，要什么资源直接给进程分配物理内存。
2. 线程：
上面说的进程，不管是创建，调度等策略，线程是否也需要构建和进程一样的策略呢？如果采用，编码方面肯定复杂，其次比如调度和进程不一样，CPU是不是还要识别是进程还是线程？
所以在Linux中，线程没有单独制定个进程类似的策略，直接共享进程大部分属性，比如：调度算法，CPU一视同仁，不过线程也要有自己的一些其他字段。
既然线程能共享进程内的大部分资源，那么如何理解线程是CPU调度的基本单位？
进程也能被调度，线程也能：
进程调度，当时间片到了切换到下一个进程时，保存上下文更新，CR2指向的页表，TLB缓存内容，全部都失效重新加载新的进程，重新进行TLB缓存预热。
不仅仅是TLB缓存虚拟地址和物理地址的映射，CPU内部还有cache缓存，缓存代码块和数据，比如：访问第10行代码，把第10行代码周边的数据按4KB为基本单位缓存到cache缓存中，下次也能直接读取，不用间接寻址，遵循局部性原理规则，虽然不一定访问到，但极大概率访问到。
最重要的就是TLB，cache缓存，TLB存放高频访问的虚拟地址直接失效，cache缓存存放高频的数据块和代码块，进程会更新导致失效并重新进行寻址加载，而线程共享这些属性，无需更改，直接查，效率要高得多。
在Linux中没有真正的线程，只有轻量级进程(LWP)，不管是单进程里面的一个执行流，也是轻量级进程，创建多个线程也是轻量级进程，而轻量级进程就是模拟进程的策略而诞生出来的。
3. 线程相比较于进程的优缺点：
优点：
- 线程占用的资源比进程少，共享进程大部分资源，进程需要重新分配资源
- 线程创建成本小，共享进程大部分资源
- 线程共享进程虚拟地址空间，切换无需更改，进程则需要
- 进程切换会更新TLB快表，cache缓存，导致热数据直接失效，重新访问内存填充
- 线程共享数据容易，进程需要通信机制：fork()，管道，system v，posix通信机制提供的系统调用
缺点：
- 线程共享大部分资源，会导致资源竞争导致数据不一致，静态条件等问题
- 线程创建越多不会导致效率更高，主要以CPU的个数 * CPU的核心数来创建线程对象
- 进程独立不会影响另一个进程，某一个线程异常，其他同级线程也会异常，线程异常代表进程异常，因为线程共享进程大部分属性，OS直接把这个线程有关联的数据全部释放，其他线程也就没意义了
4. 线程独有的字段：
线程ID：多个线程也要有ID区分轻量级进程，总不能这些线程没有编号吧
优先级：调度优先级肯定也会不一样，如果一样先调度谁？
栈：线程执行函数，调用函数就会建立栈帧，如果共享，线程是并发执行的，入栈，弹栈顺 序就乱了
寄存器：不同的线程被切换也要将该线程当前的上下文数据保存起来，下次进行恢复
信号block表：线程共享handler表，block可以自行屏蔽，比如给进程发信号，所有的线程都要执行这个信号，某个线程可以单独屏蔽他不执行。
5. pthread库：
上面说Linux中没有真正的线程，只有LWP，即轻量级进程，所以为了保证操作系统学科的线程的概念，向上封装了一层软件层，pthread库，也就是对轻量级进程接口进行了封装，属于第三方库，使用必须 -lpthread 指定库名，具体pthread库如何管理这些线程，请看下章。