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進(jìn)程和線程

我們先從 Linux 的進(jìn)程談起，操作系統(tǒng)要運(yùn)行一個可執(zhí)行程序，首先要將程序文件加載到內(nèi)存，然后 CPU 去讀取和執(zhí)行程序指令，而一個進(jìn)程就是“一次程序的運(yùn)行過程”，內(nèi)核會給每一個進(jìn)程創(chuàng)建一個名為task_struct的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，而內(nèi)核也是一段程序，系統(tǒng)啟動時就被加載到內(nèi)存中了。

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

進(jìn)程的虛擬地址空間總體分為用戶空間和內(nèi)核空間，低地址上的 3GB 屬于用戶空間，高地址的 1GB 是內(nèi)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(nèi)核程序可以訪問整個進(jìn)程空間，并且只有內(nèi)核可以直接訪問各種硬件資源，比如磁盤和網(wǎng)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(tǒng)調(diào)用，系統(tǒng)調(diào)用可以理解為內(nèi)核實(shí)現(xiàn)的函數(shù)，比如應(yīng)用程序要通過網(wǎng)卡接收數(shù)據(jù)，會調(diào)用 Socket 的 read 函數(shù)：

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

CPU 在執(zhí)行系統(tǒng)調(diào)用的過程中會從用戶態(tài)切換到內(nèi)核態(tài)，CPU 在用戶態(tài)下執(zhí)行用戶程序，使用的是用戶空間的棧，訪問用戶空間的內(nèi)存;當(dāng) CPU 切換到內(nèi)核態(tài)后，執(zhí)行內(nèi)核代碼，使用的是內(nèi)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(qū)、數(shù)據(jù)區(qū)、堆、共享庫與 mmap 內(nèi)存映射區(qū)、棧、環(huán)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(qū)，Linux 提供了內(nèi)存映射函數(shù) mmap， 它可將文件內(nèi)容映射到這個內(nèi)存區(qū)域，用戶通過讀寫這段內(nèi)存，從而實(shí)現(xiàn)對文件的讀取和修改，無需通過 read/write 系統(tǒng)調(diào)用來讀寫文件，省去了用戶空間和內(nèi)核空間之間的數(shù)據(jù)拷貝，Java 的 MappedByteBuffer 就是通過它來實(shí)現(xiàn)的;用戶程序用到的系統(tǒng)共享庫也是通過 mmap 映射到了這個區(qū)域。

我在開始提到的task_struct結(jié)構(gòu)體本身是分配在內(nèi)核空間，它的vm_struct成員變量保存了各內(nèi)存區(qū)域的起始和終止地址，此外task_struct中還保存了進(jìn)程的其他信息，比如進(jìn)程號、打開的文件、創(chuàng)建的 Socket 以及 CPU 運(yùn)行上下文等。

在 Linux 中，線程是一個輕量級的進(jìn)程，輕量級說的是線程只是一個 CPU 調(diào)度單元，因此線程有自己的task_struct結(jié)構(gòu)體和運(yùn)行棧區(qū)，但是線程的其他資源都是跟父進(jìn)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(dāng)用戶線程發(fā)起一個阻塞式的 read 調(diào)用，數(shù)據(jù)未就緒時，線程就會阻塞，那阻塞具體是如何實(shí)現(xiàn)的呢?

Linux 內(nèi)核將線程當(dāng)作一個進(jìn)程進(jìn)行 CPU 調(diào)度，內(nèi)核維護(hù)了一個可運(yùn)行的進(jìn)程隊列，所有處于TASK_RUNNING狀態(tài)的進(jìn)程都會被放入運(yùn)行隊列中，本質(zhì)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(diào)度 CPU。所謂調(diào)度就是在可運(yùn)行進(jìn)程列表中選擇一個進(jìn)程，再從 CPU 列表中選擇一個可用的 CPU，將進(jìn)程的上下文恢復(fù)到這個 CPU 的寄存器中，然后執(zhí)行進(jìn)程上下文指定的下一條指令。

而阻塞的本質(zhì)就是將進(jìn)程的task_struct移出運(yùn)行隊列，添加到等待隊列，并且將進(jìn)程的狀態(tài)的置為TASK_UNINTERRUPTIBLE或者TASK_INTERRUPTIBLE，重新觸發(fā)一次 CPU 調(diào)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(nèi)核注冊了一個回調(diào)函數(shù)，告訴內(nèi)核我在等待這個 Socket 上的數(shù)據(jù)，如果數(shù)據(jù)到了就喚醒我。這樣當(dāng)網(wǎng)卡接收到數(shù)據(jù)時，產(chǎn)生硬件中斷，內(nèi)核再通過調(diào)用回調(diào)函數(shù)喚醒進(jìn)程。喚醒的過程就是將進(jìn)程的task_struct從等待隊列移到運(yùn)行隊列，并且將task_struct的狀態(tài)置為TASK_RUNNING，這樣進(jìn)程就有機(jī)會重新獲得 CPU 時間片。

這個過程中，內(nèi)核還會將數(shù)據(jù)從內(nèi)核空間拷貝到用戶空間的堆上。

當(dāng) read 系統(tǒng)調(diào)用返回時，CPU 又從內(nèi)核態(tài)切換到用戶態(tài)，繼續(xù)執(zhí)行 read 調(diào)用的下一行代碼，并且能從用戶空間上的 Buffer 讀到數(shù)據(jù)了。

小結(jié)

今天我們談到了一次 Socket read 系統(tǒng)調(diào)用的過程：首先 CPU 在用戶態(tài)執(zhí)行應(yīng)用程序的代碼，訪問進(jìn)程虛擬地址空間的用戶空間;read 系統(tǒng)調(diào)用時 CPU 從用戶態(tài)切換到內(nèi)核態(tài)，執(zhí)行內(nèi)核代碼，內(nèi)核檢測到 Socket 上的數(shù)據(jù)未就緒時，將進(jìn)程的task_struct結(jié)構(gòu)體從運(yùn)行隊列中移到等待隊列，并觸發(fā)一次 CPU 調(diào)度，這時進(jìn)程會讓出 CPU;當(dāng)網(wǎng)卡數(shù)據(jù)到達(dá)時，內(nèi)核將數(shù)據(jù)從內(nèi)核空間拷貝到用戶空間的 Buffer，接著將進(jìn)程的task_struct結(jié)構(gòu)體重新移到運(yùn)行隊列，這樣進(jìn)程就有機(jī)會重新獲得 CPU 時間片，系統(tǒng)調(diào)用返回，CPU 又從內(nèi)核態(tài)切換到用戶態(tài)，訪問用戶空間的數(shù)據(jù)。