概念

进程 是一个执行起来的程序。进程 = 内核数据接口 + 代码和数据
– 承担分配系统资源的基本实体

线程 是执行流，执行力度比进程更要细。是进程内部的一个执行分值
– 线程是OS调度的基本单位

如果linux要支持线程，那么线程就必须要被OS管理！

Linux下线程的概念和实现

Linux下的进程，是用进程模拟实现的（复用历史代码）
线程在进程内部运行，线程在进程的地址空间内运行

核心实现逻辑
Linux内核中没有专门的线程结构体，而是通过「复用进程的task_struct结构体」来模拟实现线程：

• 一个进程（主线程）对应一个task_struct，创建新线程时，内核会新建一个task_struct

• 新线程的task_struct与主线程共享：地址空间、文件描述符表、信号处理方式、当前工作目录等

• 新线程的task_struct独立拥有：栈空间、程序计数器（PC）、寄存器集合、线程ID（TID/LWP）等

关键特性

• 线程在进程内部运行，共享进程的地址空间，因此线程间通信无需跨进程（如直接读写全局变量）

• 进程是资源分配的最小单位，线程是CPU调度的最小单位

• 线程的创建/销毁/切换开销远低于进程（无需分配新的地址空间）
  

进程 VS 线程

Linux执行流，统一成为：轻量级进程（LWP）
Linux中没有真正意义上的线程，linux的线程概念，使用LWP进行模拟实现的！

Linux特有的LWP概念
Linux执行流，统一称为：轻量级进程（Light Weight Process，LWP）

• Linux中没有“真正意义上的线程”，所有执行流均以LWP的形式存在

• 每个LWP对应一个唯一的LWP ID（可通过ps -Lf 查看）

• 内核调度时，只识别LWP ID，而非进程ID（PID） —— 即使是同一个进程内的多个线程，内核也会视为不同的LWP分别调度

例子

真是调度，看的是LWP

地址空间

进程地址空间的划分（Linux 32位为例）
Linux进程的虚拟地址空间被划分为多个区域，核心分区如下：

• 内核空间（3GB~4GB）：所有进程共享，存放内核代码/数据，用户态无法直接访问

• 用户空间（0GB~3GB）：每个进程独立拥有，包含：

  • 代码段（.text）：存放程序编译后的机器码，只读

  • 数据段（.data/.bss）：存放全局变量、静态变量

  • 堆（Heap）：动态内存分配区域（malloc/mmap），向上增长

  • 栈（Stack）：存放函数参数、局部变量、返回地址，向下增长

  • 环境变量/命令行参数区：存放env、argv等

资源划分

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内存管理

Linux中，内存管理的基本单位是4KB

页式内存管理的核心
Linux中，内存管理的基本单位是4KB的页（Page） —— 内核不会直接按字节分配内存，而是以4KB为最小粒度：

• 虚拟地址被划分为若干个4KB的虚拟页（Virtual Page）

• 物理内存被划分为若干个4KB的物理页框（Page Frame）

• 内核通过「页表」建立虚拟页和物理页框的映射关系

为什么用4KB作为基本单位？

• 平衡内存浪费：若单位太小（如1B），页表项会暴增；若单位太大（如1MB），会导致内存碎片（如分配1KB也会占用1MB）

• 硬件支持：CPU的MMU（内存管理单元）原生支持4KB页大小，转换效率最高
  

虚拟地址和物理地址的转换

转换流程（32位Linux二级页表为例）

1. CPU将32位虚拟地址拆分为：页目录号（10位） + 页表号（10位） + 页内偏移（12位）

2. 内核通过CR3寄存器找到当前进程的页目录基址

3. 用页目录号索引页目录表，找到对应的页表基址

4. 用页表号索引该页表，找到物理页框号

5. 物理页框号 + 页内偏移 = 最终的物理地址

6. CPU的MMU硬件完成上述转换（无需内核参与，效率极高）

核心作用

• 地址隔离：每个进程拥有独立的页表，虚拟地址空间互不干扰

• 内存复用：多个进程的虚拟页可映射到同一个物理页（如共享库）

• 按需分配：仅当进程访问某虚拟页时，才分配物理页框（缺页中断）
  

补充

单级页表对连续内存要求搞，于是引入了多级页表，但是多级页表也是一把双刃剑，在减少连续存储要求且减少存储空间的同时降低了查询的效率。

单级页表的问题

32位系统中，单级页表需要 2^20 = 1048576 个页表项（每个项4字节），总计占用4MB内存 —— 每个进程都要占用4MB页表空间，内存浪费极大；且单级页表要求连续的物理内存存放，对内存连续性要求高。

多级页表的优势

• 节省内存：仅为进程实际使用的虚拟页创建页表项，未使用的区域无需分配页表

• 降低连续内存要求：页目录表和页表可分散存储在物理内存的不同位置

多级页表的代价

• 地址转换效率降低：二级页表需要2次内存访问（页目录→页表→物理页），三级页表需要3次

• 内核额外开销：需要维护多级页表的创建、销毁和映射关系

优化方案

CPU通过「TLB（快表）」缓存最近访问的页表项，将多级页表的转换效率提升至接近单级页表（TLB命中率通常>90%）。