轉載 linux 2.6進程與線程

linux 2.6進程與線程 1 >    線程和進程的差別 線程機制支持併發程序設計技術，在多處理器上能真正保證並行處理。而在linux實現線程很特別，linux把所有的線程都當作線程實現。 linux下線程看起來就像普通進程(只是該進程和其他進程共享資源，如地址空間)。上述機制與Microsoft windows或是Sun Solaris實現 差異很大。這些系統提供專門支持線程機制(輕量級進程)。 在現代操作系統中，進程支持多線程。進程是資源管理及分配的最小單元；而線程是程序執行的最小單元。一個進程的組成實體可以分爲兩大部分：線程集和資源集。進程中的線程是動態的對象，代表了進程指令的執行過程。資源，包括地址空間、打開的文件、用戶信息等等，由進程內的線程共享。線程有自己的私有數據：程序計數器，棧空間以及寄存器。 現實中有很多需要併發處理的任務，如數據庫的服務器端、網絡服務器、大容量計算等。 如果採用多進程的方法，則有如下問題：       1> fork一個子進程的消耗是很大的，fork是一個昂貴的系統調用。       2> 各個進程擁有自己獨立的地址空間，進程間的協作需要複雜的IPC技術，如消息傳遞和共享內存等。 線程推廣了進程的概念，使一個進程可以包含多個活動（或者說執行序列等等）。多線程的優點和缺點實際上是對立統一的。使用線程的優點在於：       1> 改進程序的實時響應能力；       2> 更有效的使用多處理器，真正的並行(parallelism)；       3> 改進程序結構，具備多個控制流；       4> 通訊方便，由於共享進程的代碼和全局數據；       5> 減少對系統資源的使用。對屬於同一個進程的線程之間進行調度切換時不需要調用系統調用，因此將減少額外的消耗，往往一個進程可以啓動上千個線程也沒有什麼問題。 缺點在於： 由於各線程共享進程的地址空間，因此可能會導致競爭，因此對某一塊有多個線程要訪問的數據需要一些同步技術。   2 >     線程的分類 2.1     內核線程 Linux內核可以看作一個服務進程(管理軟硬件資源，響應用戶進程的種種合理以及不合理的請求)。內核需要多個執行流並行，爲了防止可能的阻塞，多線程化是必要的。內核線程就是內核的分身，一個分身可以處理一件特定事情。Linux內核使用內核線程來將內核分成幾個功能模塊，像kswapd、kflushd等，這在處理異步事件如異步IO時特別有用。內核線程的使用是廉價的，唯一使用的資源就是內核棧和上下文切換時保存寄存器的空間。支持多線程的內核叫做多線程內核(Multi-Threads kernel )。內核線程的調度由內核負責，一個內核線程處於阻塞狀態時不影響其他的內核線程，因爲其是調度的基本單位。這與用戶線程是不一樣的。 2.2用戶線程 用戶線程在用戶空間中實現，內核並沒有直接對用戶線程進程調度，內核的調度對象和傳統進程一樣，還是進程本身，內核並不知道用戶線程的存在。 由於Linux內核沒有輕量級進程（線程）的概念，因此不能獨立的對用戶線程進行調度，而是由一個線程運行庫來組織線程的調度，其主要工作在於在各個線程的棧之間調度。如果一個進程中的某一個線程調用了一個阻塞的系統調用，整個進程就會被調度程序切換爲等待狀態，其他線程得不到運行的機會。因此linux使用了異步I/O機制。   3 >     內核線程 內核線程（thread）或叫守護進程(daemon)，在操作系統中佔據相當大的比例，當Linux操作系統啓動以後，尤其是X window也啓動以後，你可以用”ps -ef”命令查看系統中的進程，這時會發現很多以”d”結尾的進程名，確切說名稱顯示裏面加 "[]"的，這些進程就是內核線程。系統的啓動是從硬件->內核->用戶態進程的，pid的分配是一個往前的循環的過程，所以隨系統啓動的內核線程的pid往往很小。 UID        PID  PPID  C STIME TTY          TIME CMD root         1     0  0 09:42 ?        00:00:01 /sbin/init root         2     0  0 09:42 ?        00:00:00 [kthreadd] root         3     2  0 09:42 ?        00:00:00 [migration/0] root         4     2  0 09:42 ?        00:00:00 [ksoftirqd/0] root         5     2  0 09:42 ?        00:00:00 [watchdog/0] root         6     2  0 09:42 ?        00:00:00 [events/0] root         7     2  0 09:42 ?        00:00:00 [khelper] root        40     2  0 09:42 ?        00:00:00 [kblockd/0] root        64     2  0 09:42 ?        00:00:00 [kseriod] root       110     2  0 09:42 ?        00:00:00 [pdflush] root       111     2  0 09:42 ?        00:00:00 [pdflush] root       112     2  0 09:42 ?        00:00:00 [kswapd0] root       151     2  0 09:42 ?        00:00:00 [aio/0] root      1327     2  0 09:42 ?        00:00:00 [ksuspend_usbd] root      1330     2  0 09:42 ?        00:00:00 [khubd] root      1362     2  0 09:42 ?        00:00:00 [ata/0] root      1370     2  0 09:42 ?        00:00:00 [ata_aux] root      1428     2  0 09:42 ?        00:00:00 [scsi_eh_0] root      1430     2  0 09:42 ?        00:00:01 [scsi_eh_1] root      2304     2  0 09:42 ?        00:00:00 [kjournald] root      2507     1  0 09:42 ?        00:00:00 /sbin/udevd --daemon root      2787     2  0 09:42 ?        00:00:00 [kgameportd] root      3698     2  0 09:42 ?        00:00:00 [kapmd] root      3872     2  0 09:42 ?        00:00:00 [kjournald] 3.1     內核線程       events 處理內核事件 很多軟硬件事件(比如斷電，文件變更)被轉換爲events，並分發給對相應事件感興趣的線程進行響應       ksoftirqd 處理軟中斷 硬件中斷處理往往需要關中斷，而這個時間不能太長，否則會丟失新的中斷。所以中斷處理的很大一部分工作移出，轉給任勞任怨的ksoftirqd在中斷之外進行處理。比如一個網絡包，從網卡里面取出這個過程可能需要關中斷，但是TCP/IP協議處理就不必關中斷了       kblockd 管理磁盤塊讀寫       kjournald Ext3文件系統的日誌管理 通常每個 _已mount_ 的 Ext3分區會有一個 kjournald看管，各分區的日誌是獨立       pdflush dirty內存頁面的回寫 太多dirty的頁面意味着風險，比如故障時候的內容丟失，以及對突發的大量物理內存請求的響應(大量回寫會導致糟糕的響應時間)       kswapd 內存回收 確保系統空閒物理內存的數量在一個合適的範圍       aio 代替用戶進程管理io 用以支持用戶態的AIO       3.2     用戶進程       crond 執行定時任務       init 爲內核創建的第一個線程。引導用戶空間服務，管理孤兒線程，以及運行級別的轉換             mingetty 等待用戶從tty登錄       bash shell進程，一個命令行形式的系統接口；接受用戶的命令，並進行解釋、執       sshd ssh登錄、文件傳輸、命令執行 等操作的服務進程       klogd 從內核信息緩衝區獲取打印信息。內核在發現異常的時候，往往會輸出一些消息給用戶，這個對於故障處理很有用       syslogd 系統日誌進程       udevd 支持用戶態設備操作 (userspace device)             4>     創建線程 clone_flags    最初的進程定義都包含程序、資源及其執行三部分，其中程序通常指代碼，資源在操作系統層面上通常包括內存資源、IO資源、信號處理等部分，而程序的執行通常理解爲執行上下文，包括對cpu的佔用，後來發展爲線程。在線程概念出現以前，爲了減小進程切換的開銷，操作系統設計者逐漸修正進程的概念，逐漸允許將進程所佔有的資源從其主體剝離出來，允許某些進程共享一部分資源，例如文件、信號，數據內存，甚至代碼。應用程序可以通過一個統一的clone()系統調用接口，用不同的參數指定創建輕量進程還是普通進程。在內核中，clone()調用經過參數傳遞和解釋後會調用do_fork()，這個核內函數同時也是fork()： long do_fork(unsigned long                   clone_flags,                                                                                                                    unsigned long stack_start, struct pt_regs *regs, unsigned long stack_size, int __user *parent_tidptr, int __user *child_tidptr) 其中的clone_flags取自以下宏的"或"值： 在 do_fork()中，不同的clone_flags將導致不同的行爲，對於LinuxThreads，它使用（CLONE_VM | CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND）參數來調用clone()創建"線程"，表示共享內存、共享文件系統訪問計數、共享文件描述符表，以及共享信號處理方式。本節就針對這幾個參數，看看Linux內核是如何實現這些資源的共享的。 1.CLONE_VM do_fork()需要調用copy_mm()來設置task_struct中的mm和active_mm項，這兩個mm_struct數據與進程所關聯的內存空間相對應。如果do_fork()時指定了CLONE_VM開關，copy_mm()將把新的task_struct中的mm和active_mm設置成與 current的相同，同時提高該mm_struct的使用者數目（mm_struct::mm_users）。也就是說，輕量級進程與父進程共享內存地址空間，由下圖示意可以看出mm_struct在進程中的地位： 2.CLONE_FS task_struct 中利用fs（struct fs_struct *）記錄了進程所在文件系統的根目錄和當前目錄信息，do_fork()時調用copy_fs()複製了這個結構；而對於輕量級進程則僅增加 fs->count計數，與父進程共享相同的fs_struct。也就是說，輕量級進程沒有獨立的文件系統相關的信息，進程中任何一個線程改變當前目錄、根目錄等信息都將直接影響到其他線程。 3.CLONE_FILES 一個進程可能打開了一些文件，在進程結構 task_struct中利用files（struct files_struct *）來保存進程打開的文件結構（struct file）信息，do_fork()中調用了copy_files()來處理這個進程屬性；輕量級進程與父進程是共享該結構的，copy_files() 時僅增加files->count計數。這一共享使得任何線程都能訪問進程所維護的打開文件，對它們的操作會直接反映到進程中的其他線程。 4.CLONE_SIGHAND 每一個Linux進程都可以自行定義對信號的處理方式，在task_struct中的sig（struct signal_struct）中使用一個struct k_sigaction結構的數組來保存這個配置信息，do_fork()中的copy_sighand()負責複製該信息；輕量級進程不進行復制，而僅僅增加signal_struct::count計數，與父進程共享該結構。也就是說，子進程與父進程的信號處理方式完全相同，而且可以相互更改。 儘管Linux支持輕量級進程，但並不能說它就支持核心級線程，因爲Linux的"線程"和"進程"實際上處於一個調度層次，共享一個進程標識符空間，這種限制使得不可能在Linux上實現完全意義上的POSIX線程機制，因此衆多的Linux線程庫實現嘗試都只能儘可能實現POSIX的絕大部分語義，並在功能上儘可能逼近。     發表於： 2008-10-03，修改於： 2008-10-27 22:06，已瀏覽1315次，有評論1條 推薦 投訴

網友評論

網友： kylinux

時間：2008-10-07 10:45:12 IP地址：221.11.22.★

linux 內核創建線程還是kernel_thread()，最終會調用do_fork() kernel_thread原形在/arch/kernel/process.c中. (*fn)(void *)爲要執行的函數的指針,arg爲函數參數（可以爲NULL），  flags爲do_fork產生線程時的標誌（上面談到了）. int kernel_thread(int (*fn)(void *), void * arg, unsigned long flags) {     struct pt_regs regs;     memset(&regs, 0, sizeof(regs));     regs.ebx = (unsigned long) fn;    /* ebx指向函數地址 */     regs.edx = (unsigned long) arg;    /* edx指向參數 */     regs.xds = __USER_DS;     regs.xes = __USER_DS;     regs.orig_eax = -1;     regs.eip = (unsigned long) kernel_thread_helper;     regs.xcs = __KERNEL_CS;     regs.eflags = X86_EFLAGS_IF | X86_EFLAGS_SF | X86_EFLAGS_PF | 0x2;     /* 利用do_fork來產生一個新的線程,共享父進程地址空間,並且不允許調試子進程 */     return do_fork(flags | CLONE_VM | CLONE_UNTRACED, 0, &regs, 0, NULL, NULL); }  struct pt_regs regs; 結構解釋：在一個系統調用時，把寄存器的值保存在堆棧中。 具體作用分析下代碼，然後看看能不能解釋下