进程和线程

操作系统相关的内容可以分为内存管理、进程和线程、死锁三个部分。本篇文章记录进程和线程部分。

内存管理
死锁

1. 进程

操作系统最核心的概念就是进程：它是对正在运行程序的一个抽象，从操作系统角度来看，进程 = 程序 + 数据 + PCB 。换句话说，进程可以看作某一时刻的程序状态。

1.1. 进程模型

在进程模型中，计算机上所有可运行的软件，包括操作系统，被组织成若干顺序进程，简称进程。一个进程就是一个正在执行程序的实例，包括程序计数器、寄存器和变量的当前值。

内存中多道程序分别有自己的逻辑程序计数器，当程序运行时，它的逻辑程序计数器被装入物理程序计数器中；当程序运行结束时，物理程序计数器被保存到内存中该进程的逻辑程序计数器中。从进程的角度来看，每个进程拥有自己的CPU和程序计数器，但实际上只有一个物理CPU在按照调度算法切换，而且只有一个物理程序计数器指示当前CPU上运行程序所运行到的指令位置。

进程和程序的区别很微妙。如果一个程序运行两遍，则对应2个进程，操作系统会使两个进程共享代码，因此只有一个副本放到内存中。

1.2. 进程创建和终止

UNIX系统中只有一个系统调用来创建新进程：fork。调用fork后，两个进程拥有相同的内存映像，同样的环境字符串和同样的打开文件。父进程和子进程拥有不同的地址空间，如果某个进程在其地址空间修改了一个字，这个修改对其他进程而言是不可见的，另外不可写的内存空间是共享的。某些UNIX的实现，子进程共享父进程的所有内存，但这种情况下内存通过写时复制共享，这意味着一旦两者之一想要修改部分内存，则这块内存首先被明确地复制，以确保修改发生在私有内存区域。再次强调，可写内存是不可以共享的。

以下四种情况会导致进程的创建：

系统初始化（守护进程）。
用户请求创建一个新进程（交互式系统中用户双击图标）。
正在运行的程序执行了创建进程的系统调用（Redis持久化工作）。
一个批处理作业的初始化（用户远程提交一个作业，操作系统创建一个进程，运行其输入队列中的下一个作业）。

以下四种情况会导致进程的终止：

正常退出（自愿）。
出错退出（自愿）。
严重错误（非自愿）。
被其他进程杀死（非自愿）。

1.3. 进程的状态

1.4. 进程的实现

为实现进程模型，操作系统维护着一张表格，即进程表（结构体数组，或链表）。每个进程会占用一个进程表项（PCB），PCB中包含程序计数器、堆栈指针、内存分配情况、所打开文件的状态、账号和调度信息，以及进程由运行态到就绪态或阻塞态时必须保存的信息，从而保证该进程随后再次启动，像从未被中断过一样。

所有的中断都从保存寄存器开始，与每一I/O类关联的是一个称作中断向量的的位置，它是靠近内存底部的固定区域，包含中断服务程序的入口地址。

中断导致进程切换的过程如下：

当一个磁盘中断发生时，中断硬件将程序计数器、程序状态字和其他寄存器压入堆栈，计算机随即调到中断向量所指示的位置。以上由硬件完成，接下来会由软件（中断服务程序）来接管剩余工作（把寄存器中数据保存到PCB中）。

对当前进程A而言，中断服务程序会把压入堆栈中的寄存器数据保存到PCB中，随后会从对战中删除由中断硬件机制存入堆栈的那部分信息，并将堆栈指针指向一个由进程处理程序所使用的临时堆栈。其中将堆栈信息保存到PCB中的操作一般使用汇编完成，这段汇编程序可供所有中断使用，因为无论什么类型的中断，有关保存寄存器的工作则是一样的。

汇编程序将堆栈中硬件信息保存到PCB后，调用一个C过程处理某个特定的终端类型剩下的工作，之后会使A进程进入就绪态，接着调用调度程序，决定随后该运行哪个进程。

最后将控制转给一段汇编代码，为当前进程PCB信息装入寄存器值以及内存映射，并运行该进程。

2. 线程

传统操作系统中，每个进程有一个地址空间和一个控制线程，事实上，这几乎就是进程的定义。在引入多线程概念后，并行实体拥有共享同一个地址空间和所有可用数据的能力，对于某些应用而言，这些能力是必需的，而这正是多进程模型（它们拥有不同的地址空间）所无法表达的。

若多个线程都是CPU密集型的，并不能获得性能上的增强，但如果存在大量计算和I/O处理，多线程会允许这些活动彼此重叠进行，会加快应用程序执行速度。进程存放程序正文、数据、其它资源的地址空间，这些资源包括，打开的文件、子进程、即将发生的定时器、信号处理程序、账号信息等。

2.1. 经典的线程模型

进程模型基于两种独立概念：资源分组与执行。有时这两种概念分开会更好，这就引入了“线程”概念。理解进程的一个角度是，用某种方法把相关的资源集中在一起。

进程拥有一个可执行的线程。线程中拥有一个程序计数器（记录接下来要执行哪一条指令），寄存器（保存线程当前的工作变量），堆栈（记录执行历史，其中每一帧保存了一个已调用，但还没有从中返回的过程）。

线程概念试图实现的是，共享一组资源的多个线程可以为完成某一任务而共同工作。

2.2. 用户空间中实现线程

把整个线程包存放在用户空间中，内核对线程包一无所知。从内核角度考虑，就是按正常的方式管理，即单线程进程。线程在一个运行时系统的上层运行，该运行时系统是一个管理线程的过程集合。常用的几个过程有，pthread_create、pthread_exit、pthread_join、pthread_yield。

在用户空间管理线程时，每个进程需要有其专用的线程表，用来跟踪该进程中的线程，记录每个线程的程序计数器，堆栈指针，寄存器和状态等，线程表由运行时系统管理。

用户级线程线程切换效率更高。当某个线程做了一些会引起本地阻塞的事件之后，调用一个运行时系统中的过程，检查线程是否要进入阻塞态，如果是，把该线程的寄存器保存到线程表中，根据线程表查看是否有可运行的就绪线程，并把新线程的保存值重新装入寄存器，只要堆栈指针和程序计数器被切换，就算完成了线程切换，新的线程又自动投入运行。类似的线程切换至少比陷入内核快一个数量级。

用户级线程线程调度效率更高。在线程完成运行时，例如调用thread_yield，会把线程的信息保存到线程表，进而调用线程调度程序来选择另一个要运行的程序，保存线程状态的过程和调度程序都只是本地过程，所以启动它们比内核调用效率更高。另外不需要陷入内核，不需要上下文切换，也不需要对内核告诉缓存进行刷新，这使得线程调度非常快捷。

用户级线程的一个问题是，如何实现阻塞系统调用。使用线程的一个主要目标是，首先允许每个线程使用阻塞调用，但还要避免被阻塞的线程影响其他线程。一种解决方案是，如果某个调用会阻塞，就提前通知。某些UNIX系统中，select系统调用允许调用者通知预期的read是否阻塞。首先调用select，只有安全情形（不阻塞）才进行read调用。如果read调用会发生阻塞，不进行该调用，而是运行另一个线程。

用户级线程另一个问题是，如果线程开始运行，那么该进程中其它线程就不能运行，除非第一个线程自动放弃CPU。在一个单独的进程内部，没有时钟中断，不可能用轮转调度方式调度线程。除非某个线程能按照自己的意志进入运行时系统，否则调度程序没有任何机会，称为线程永久运行问题。

对用户级线程最大的争议是，程序员通常在经常发生线程阻塞的应用中才希望使用多线程。例如多线程Web服务器，这些线程会持续进行系统调用，如果原有线程已经阻塞，很难让内核进行线程切换，如果让内核消除这些情形，就要持续进行select系统调用，以便检查read系统调用是否安全。

对于那些CPU密集型且极少有阻塞的应用程序而言，使用多线程目的又何在呢？所以没有人会提出真正用多线程来计算前n个素数或者下象棋等工作。

2.3. 在内核实现线程

在内核中记录系统中所有线程的线程表。当某个线程希望创建一个新线程或者撤销一个新线程时，它进行一个系统调用，该系统调用通过对线程表的更新完成线程创建和撤销的工作。

所有能够阻塞线程的调用都以系统调用的形式实现，当一个线程阻塞时，内核根据其选择，可以运行同一进程中的另一线程或另一进程中的线程，而用户级线程中，运行时系统始终运行自己进程中的线程，直到内核剥夺它的CPU为止。

内核线程不需要任何新的、非阻塞系统调用。

3. 进程间通信

进程通信（Inter-Process Communication,IPC）要解决三个问题：1. 一个进程如何把消息传递给另一个进程。2. 保证两个甚至更多个进程在关键活动中不会出现交叉。3. 进程按正确顺序执行。

第一个问题在线程中容易实现（它们共享同一个地址空间）。另外两个问题同样适用于线程，同样的问题可用同样的方法解决。

3.1. 竞争条件

在一些操作系统中，协作的进程可能共享一些彼此都能读写的公用存储区，这个公用存储区可能在内存中（内核中数据结构），也可能是一个共享文件。

两个或多个进程读某个共享数据，而最后结果取决于进程运行的精确顺序，称为竞争条件。

3.2. 临界区

操作系统的一个主要设计内容是，为实现互斥而选择适当的原语。我们把对共享内存进行访问的程序片段称作临界区。如果我们能够使两个进程不同时处于临界区，就能避免竞争条件。

参考文献

[1] (荷) Andrew S.Tanenbaum,(荷)Herbert Bos著. 现代操作系统. 陈向群等译. 北京：机械工业出版社，2017
[2] https://www.cnblogs.com/CareySon/archive/2012/04/25/2470063.html

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