操作系统-进程

进程

进程是正在执行程序的实例，包括程序计算机，寄存器和变量。

从概念上说，每个进程都有自己的虚拟CPU，当然，实际的CPU是在进程之间来回切换。

实际上，只有一个物理程序计数器，所以在每个程序运行时，它的逻辑程序计数器被
装入到实际的程序计数器中。当该程序执行结束（暂停）时，物理程序计数器被装入到
逻辑程序计数器中。

守护进程

unix中，可以通过一个系统调用来创建新进程：fork。这个系统调用会创建一个与调
用进程相同的副本。在调用fork后，这两个进程（父进程和子进程）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

写时复制：

进程的状态：

运行：cpu和条件都满足
阻塞：cpu满足，必要条件不满足
就绪：cpu不满足，必要条件满足

进程控制块（PCB）–进程存在的唯一标志

PCB记录了操作系统所需的、用于描述进程的当前情况以及控制进程运行的全部信息。
操作系统是根据PCB对进程进行控制和管理的。
（1）当OS要调度某进程执行时，要从该进程的PCB中查出其现行状态及优先级。
（2）调度到某进程后，根据其PCB中所保存的处理机状态信息，设置该进程恢复运行
的现场，并根据PCB中的程序和数据的内存始址，找到其程序和数据。
（3）进程载执行过程中，与其他进程的通信，同步都需要用到PCB
（4）当进程切换时，处理机环境也保存在PCB中

进程的实现：

有了进程模型，进程应该如何实现
为了实现进程模型，操作系统维护者一张（一个数据结构），即进程表。每个进程占用
一个进程表项。该表项包含了进程状态的重要信息，包括程序计数器、堆栈指针，内存
分配状况、所打开文件的状态、帐号和调度信息，以及其他在进程进行状态转换时所必
须保存的信息，从而保证该进程随后能再次启动，就像从未被中断过一样。

中断向量在进程切换中的重要作用

单个CPU如何维护多个顺序进程
假设当一个磁盘中断发生时，用户进程正在运行，则中断硬件将程序计数器，程序状态字、
有时还有一个或多个寄存器压入堆栈，计算机随即跳转到中断向量所指示的地址。这些是
硬件完成的所有操作，然后软件，特别是中断服务例程就接管了一切剩余的工作。

线程

为什么需要多线程
1.有了多线程，并行实体拥有共享同一个地址空间和所有可有数据的能力。
2.线程比进程更轻量级。
3.IO密集的处理，使用多线程效率更高。

线程概念试图实现的是，共享一组资源的多个进程的执行能力，以便这些线程可以为完成某
一个任务而共同工作。

进程：
用某种方法将相关的资源集中在一起。进程有存放程序正文和数据以及其他的资源的地址空间。
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、帐号信息等。
线程：CPU调度的单位

线程堆栈

线程的问题

线程的过程
子进程和父进程可以拥有相同的多线程吗，如果解决两者中线程的同步
多线程中共享数据的同步

POSIX线程

为了实现可移植的线程程序，IEEE定义了线程的标准。它定义的线程包叫作pthread.大部分
UNIX系统都支持该标准。
pthread_create 创建一个新的线程
pthread_exit 结束调用的线程
pthread_join 等待一个特定的线程退出
pthread_yield 释放CPU来运行另外一个线程
pthread_attr_init 创建并初始化一个线程的属性结构
pthread_attr_destroy 删除一个线程的属性结构

代码演示：

#include <pthread.h>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>

#define NUMBER_OF_THREADS 10

void *print_hello_world(void *tid)
{
	printf("hello world,Greeting form thread %d\n", tid);
	pthread_exit(NULL);
}

int main(int args,char *argv[])
{
	pthread_t threads[NUMBER_OF_THREADS];
	int status,i;
	for(i=0;i<NUMBER_OF_THREADS; i++){
		printf("main here,creating thread %d\n",i);
		status = pthread_create(&threads[i],NULL,print_hello_world,(void*)i);
		if(status!=0){
			printf("oops,pthread_create returned error code %d\n", status);
		}
	}
	exit(NULL);
}

output:

main here,creating thread 0
main here,creating thread 1
hello world,Greeting form thread 0
hello world,Greeting form thread 1
main here,creating thread 2
main here,creating thread 3
hello world,Greeting form thread 2
main here,creating thread 4
hello world,Greeting form thread 3
main here,creating thread 5
hello world,Greeting form thread 4
main here,creating thread 6
hello world,Greeting form thread 5
main here,creating thread 7
hello world,Greeting form thread 6
main here,creating thread 8
hello world,Greeting form thread 7
main here,creating thread 9
hello world,Greeting form thread 8
hello world,Greeting form thread 9

线程的实现方式

线程已经在许多系统中实现了，但各系统的实现方式并不完全相同。在有的系统中所实现
的是用户级线程（ULT），而另一些系统所实现的是内核支持线程（KST），还有的系统是
混合实现。

什么是用户级线程

用户级线程仅存在于用户空间中，对于这种线程的创建、撤销、线程之间的同步与通信
等功能，同无需利用系统调用来实现。对于用户级线程的切换，也无须内核的支持。对于
设置用户级线程的系统，其调度仍是以进程为单位进行的，内核完全不知道用户级线程的
存在。
在用户空间管理线程时，每个进程都需要有其专用的线程表，用来跟踪该进程中的线程。
线程表和进程表相似，不过它记录的仅仅是各个线程的属性，比如每个线程的程序计数器、
堆栈指针、寄存器和状态等。该线程表由运行时系统管理。

什么是内核支持线程

对于通常的进程，无论是系统进程还是用户进程，进程的创建、撤销、以及要求由系统
设备完成的I/O操作，都是利用系统调用而进入内核，再由内核中的相应处理程序予以完成。
进程的切换同样是在内核的支持下实现的。不论什么进程，它们都是在操作系统内核的支持
下运行的，是与内核紧密相关的。
这里所谓的内核支持线程KST（kernel supported threads）,也都同样是在内核的
支持下运行的，即无论是用户进程中的线程，还是系统进程中的线程，他们的创建、撤销和
切换等也是依靠内核，在内核空间实现的。此外，在内核空间还为每一个内核支持线程设置
了一个线程控制块，内核是根据该控制块而感知某线程的存在，并对其加以控制。
内核支持线程有以下的优点：
（1）内核中拥有每个线程的线程控制块，那么内核就可以使用调度算法来调度进程中多个
线程并发执行。
（2）如果进程中的一个线程被阻塞了，内核可以调度该进程中的其他线程占用处理器运行，
也可以运行其他进程中的线程。
（3）内核支持线程具有很小的数据结构和堆栈，线程的切换比较快，切换开销小。
（4）内核本身也可以采用多线程技术，可以提高系统的执行速度和效率。
内核线程的缺点也很明显，对于用户线程的切换，要从用户态进行到内核态。

线程切换

用户级线程为什么要和内核级线程进行映射，映射的模型

线程的实现

不论是进程还是线程，都必须直接或间接地取得内核的支持。由于内核支持线程可以
直接利用系统调用为它服务，故线程的控制相当简单；而用户级线程必须借助于某种形式
的中间系统的帮助方能取得内核的服务，故在对线程的控制上要稍复杂些。

内核支持线程的实现

在仅设置了内核支持线程的OS中，一个可能的线程控制方法是，系统在创建一个新进程
时，便为它分配一个任务数据区PTDA（per task data area），其中包括若干线程控
制块TCB空间。在每一个TCB中可保存线程标识符，优先级，线程运行的CPU状态等信息。
虽然这些信息与用户线程TCB中的信息相同，但现在却是被保存在内核空间中。
每当进程要创建一个线程时，便为新线程分配一个TCB，将有关信息填入该TCB中，并
为之分配必要的资源，如为线程分配数百至数千的栈空间和局部变量存储区。

用户级线程的实现

用户级线程是在用户空间实现的。所有的用户级线程都具有相同的结构，它们都运行在
一个中间系统的上面。当前有两种方式实现的中间系统，即运行时系统和内核控制线程。
（1）所谓“运行时系统”，实质上是用于管理和控制线程的函数（过程）的集合，其中包括
用于创建和撤销线程的函数、线程同步和通信的函数以及实现线程调度的函数等。正因为
有这些函数，才能使得用户线程和内核无关。运行时系统中的所有函数都驻留载用户空间，
并作为用户级线程和内核之间的接口.
在传统的OS中，进程在切换时必须先由用户态转为核心态，再由核心来执行任务；而用
户级线程在切换时则不需要转入核心态，而是由运行时系统的线程切换过程来执行切换任
务。该过程将线程的CPU状态保存在该线程的堆栈中，然后按照一
定的算法选择一个处于就绪状态的新线程进行运行，将新线程堆栈中的CPU状态装入到CPU相应的寄存器中;
一旦将栈指针和程序计数器切换后，便开始了新线程的运行。
由于用于级线程的切换无需进入内核，且切换操作简单，因为使用用户级线程的切换速度
非常快。
不管在传统的OS中，还是在多线程OS中，系统资源都是由内核管理的。在传统的OS中，
进程是利用OS提供的系统调用来请求系统资源的，系统调用通过软中断机制进入OS内核，
由内核来完成相应资源的分配。用户级线程是不能利用系统调用的。当线程需要系统资源
时，是将该要求传送给运行时系统，由后者通过相应的系统调用来获得系统资源的。

（2）内核控制线程
这种线程又称为轻型进程LWP（light-weight process）。每一个进程都可拥有多个LWP，
同用户级线程一样，每个LWP也有自己的TCB。LWP可通过系统调用来获得内核提供的
服务，这样，当一个用户级线程运行时，只要将它链接到一个LWP上，此时它便具有了内
核线程的所有属性。
LWP线程是有限的，所有用户线程可以复用这些LWP。如果需要与内核通信，则需要和LWP
进行连接。这样，通过LWP可把用户级线程和内核线程链接起来，用户级线程可通过LWP来
访问内核。从内核的角度来看，它只能意识到LWP的存在，而意识不到用户级线程的存在。
这种方式也是实现了
用户级线程和内核无关。
lwp
当用户级线程不需要与内核通信时，并不需要LWP；而当要通信时，便需要借助于LWP，
而且每个要通信的用户级线程都需要一个LWP。如果要通信的用户级线程大于LWP的数量，
那么就需要有用户级线程等待。
在内核线程执行操作时，如果发生阻塞，那么与之相连的LWP也会阻塞，进而连接到LWP
上的用户级线程也会被阻塞。如果进程只有一个LWP，那么和传统的OS一样，当进程执行系
统调用时，该进程实际上是阻塞的。但如果一个进程中含有多个LWP，一个LWP阻塞，进程
中的其他LWP可以执行;即使进程中的所有LWP全部不阻塞，进程中的线程也仍然能继续执
行，只是不能再去访问内核。

用户级线程和内核控制线程（LWP）的连接

（1）一对一模型
该模型为每一个用户线程都设置一个内核控制线程与之相连，当一个线程阻塞时，允许调度
另一个线程运行。在多处理及系统中，则有多个线程并行执行。
该模型并行能力强，但每创建一个用户线程相应地就需要创建一个内核线程，开销较大，
需限制整个系统的线程数。win2000,winNT,OS/2实现该模型。
（2）多对一模型
该模型将多个用户线程映射到一个内核控制线程，为了管理方便，这些用户线程一般属于一
个进程。运行在该进程的用户空间，对这些线程的调度和管理也是在该进程的用户空间中完
成。当用户需要访问内核时，才将其映射到一个内核控制线程上，但每次只允许一个线程进
程映射。
该模型的主要优点是开销小，效率高，但当一个线程在访问内核时发生阻塞，则整个进程都
会被阻塞，而且多处理机系统中，一个进程的多个线程无法实现并行。
（3）多对多模型
该模型结合以上两种模型的优点，将多个用户线程映射到多个内核控制线程，内核控制线程
的数目可以根据应用和系统的不同而变化。

思考

在一对一和多对一模型下，如果内核线程阻塞，那么用户线程肯定也会被阻塞，特别是多对一，
会导致一组线程都会被阻塞，所以才会有第三种模型的产生。但是内核线程阻塞后，用户线程
是如何能够转到另一个线程运行的？
这个问题的解决就是利用调度程序激活机制，字面理解，就是内核线程阻塞时，内核会主动通知
运行时系统有阻塞发生，运行时系统可以重新调度其他线程进行执行。
实际的工作思路也是差不多的，当内核了解到一个线程被阻塞之后（例如，由于执行了一个阻塞
系统调用或者产生了一个页面故障），内核通知该进程的运行时系统，并且在堆栈中以参数形式
传递有问题的线程编号和所发生事件的一个描述。内核通过在一个已知的起始地址启动运行时系
统，从而发出了通知，这是对UNIX中信号的一个粗略模拟，这个机制称为上行调用（upcall）。