[[328663]]

進程和線程

我們先從 Linux 的進程談起，操作系統要運行一個可執行程序，首先要將程序文件加載到內存，然后 CPU 去讀取和執行程序指令，而一個進程就是“一次程序的運行過程”，內核會給每一個進程創建一個名為task_struct的數據結構，而內核也是一段程序，系統啟動時就被加載到內存中了。

進程在運行過程中要訪問內存，而物理內存是有限的，比如 16GB，那怎么把有限的內存分給不同的進程使用呢?跟 CPU 的分時共享一樣，內存也是共享的，Linux 給每個進程虛擬出一塊很大的地址空間，比如 32 位機器上進程的虛擬內存地址空間是 4GB，從 0x00000000 到 0xFFFFFFFF。但這 4GB 并不是真實的物理內存，而是進程訪問到了某個虛擬地址，如果這個地址還沒有對應的物理內存頁，就會產生缺頁中斷，分配物理內存，MMU(內存管理單元)會將虛擬地址與物理內存頁的映射關系保存在頁表中，再次訪問這個虛擬地址，就能找到相應的物理內存頁。每個進程的這 4GB 虛擬地址空間分布如下圖所示：

進程的虛擬地址空間總體分為用戶空間和內核空間，低地址上的 3GB 屬于用戶空間，高地址的 1GB 是內核空間，這是基于安全上的考慮，用戶程序只能訪問用戶空間，內核程序可以訪問整個進程空間，并且只有內核可以直接訪問各種硬件資源，比如磁盤和網卡。那用戶程序需要訪問這些硬件資源該怎么辦呢?答案是通過系統調用，系統調用可以理解為內核實現的函數，比如應用程序要通過網卡接收數據，會調用 Socket 的 read 函數：

ssize_t read(int fd,void *buf,size_t nbyte) 

CPU 在執行系統調用的過程中會從用戶態切換到內核態，CPU 在用戶態下執行用戶程序，使用的是用戶空間的棧，訪問用戶空間的內存;當 CPU 切換到內核態后，執行內核代碼，使用的是內核空間上的棧。

從上面這張圖我們看到，用戶空間從低到高依次是代碼區、數據區、堆、共享庫與 mmap 內存映射區、棧、環境變量。其中堆向高地址增長，棧向低地址增長。

請注意用戶空間上還有一個共享庫和 mmap 映射區，Linux 提供了內存映射函數 mmap， 它可將文件內容映射到這個內存區域，用戶通過讀寫這段內存，從而實現對文件的讀取和修改，無需通過 read/write 系統調用來讀寫文件，省去了用戶空間和內核空間之間的數據拷貝，Java 的 MappedByteBuffer 就是通過它來實現的;用戶程序用到的系統共享庫也是通過 mmap 映射到了這個區域。

我在開始提到的task_struct結構體本身是分配在內核空間，它的vm_struct成員變量保存了各內存區域的起始和終止地址，此外task_struct中還保存了進程的其他信息，比如進程號、打開的文件、創建的 Socket 以及 CPU 運行上下文等。

在 Linux 中，線程是一個輕量級的進程，輕量級說的是線程只是一個 CPU 調度單元，因此線程有自己的task_struct結構體和運行棧區，但是線程的其他資源都是跟父進程共用的，比如虛擬地址空間、打開的文件和 Socket 等。

阻塞與喚醒

我們知道當用戶線程發起一個阻塞式的 read 調用，數據未就緒時，線程就會阻塞，那阻塞具體是如何實現的呢?

Linux 內核將線程當作一個進程進行 CPU 調度，內核維護了一個可運行的進程隊列，所有處于TASK_RUNNING狀態的進程都會被放入運行隊列中，本質是用雙向鏈表將task_struct鏈接起來，排隊使用 CPU 時間片，時間片用完重新調度 CPU。所謂調度就是在可運行進程列表中選擇一個進程，再從 CPU 列表中選擇一個可用的 CPU，將進程的上下文恢復到這個 CPU 的寄存器中，然后執行進程上下文指定的下一條指令。

而阻塞的本質就是將進程的task_struct移出運行隊列，添加到等待隊列，并且將進程的狀態的置為TASK_UNINTERRUPTIBLE或者TASK_INTERRUPTIBLE，重新觸發一次 CPU 調度讓出 CPU。

那線程怎么喚醒呢?線程在加入到等待隊列的同時向內核注冊了一個回調函數，告訴內核我在等待這個 Socket 上的數據，如果數據到了就喚醒我。這樣當網卡接收到數據時，產生硬件中斷，內核再通過調用回調函數喚醒進程。喚醒的過程就是將進程的task_struct從等待隊列移到運行隊列，并且將task_struct的狀態置為TASK_RUNNING，這樣進程就有機會重新獲得 CPU 時間片。

這個過程中，內核還會將數據從內核空間拷貝到用戶空間的堆上。

當 read 系統調用返回時，CPU 又從內核態切換到用戶態，繼續執行 read 調用的下一行代碼，并且能從用戶空間上的 Buffer 讀到數據了。

小結

今天我們談到了一次 Socket read 系統調用的過程：首先 CPU 在用戶態執行應用程序的代碼，訪問進程虛擬地址空間的用戶空間;read 系統調用時 CPU 從用戶態切換到內核態，執行內核代碼，內核檢測到 Socket 上的數據未就緒時，將進程的task_struct結構體從運行隊列中移到等待隊列，并觸發一次 CPU 調度，這時進程會讓出 CPU;當網卡數據到達時，內核將數據從內核空間拷貝到用戶空間的 Buffer，接著將進程的task_struct結構體重新移到運行隊列，這樣進程就有機會重新獲得 CPU 時間片，系統調用返回，CPU 又從內核態切換到用戶態，訪問用戶空間的數據。