Linux线程实现机制分析
http://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/kernel/l-thread/
一.基础知识：线程和进程
进程是资源分配和管理的最小单位，线程是程序执行的最小单位。在操作系统设计上，从进程演化出线程，最主要的目的就是更好的支持SMP以及减小（进程/线程）上下文切换开销。
无论按照怎样的分法，一个进程至少需要一个线程作为它的指令执行体，进程管理着资源（比如cpu、内存、文件等等），而将线程分配到某个cpu上执行。一个进程当然可以拥有多个线程，此时，如果进程运行在SMP机器上，它就可以同时使用多个cpu来执行各个线程，达到最大程度的并行，以提高效率；同时，即使是在单cpu的机器上，采用多线程模型来设计程序，使设计更简洁、功能更完备，程序的执行效率也更高，例如采用多个线程响应多个输入，而此时多线程模型所实现的功能实际上也可以用多进程模型来实现，而与后者相比，线程的上下文切换开销就比进程要小多了，从语义上来说，同时响应多个输入这样的功能，实际上就是共享了除cpu以外的所有资源的。
针对线程模型的两大意义，分别开发出了核心级线程和用户级线程两种线程模型，分类的标准主要是线程的调度者在核内还是在核外。前者更利于并发使用多处理器的资源，而后者则更多考虑的是上下文切换开销。在目前的商用系统中，通常都将两者结合起来使用，既提供核心线程以满足smp系统的需要，也支持用线程库的方式在用户态实现另一套线程机制，此时一个核心线程同时成为多个用户态线程的调度者。
在线程机制的具体实现上，可以在操作系统内核上实现线程，也可以在核外实现，后者显然要求核内至少实现了进程，而前者则一般要求在核内同时也支持进程。核心级线程模型显然要求前者的支持，而用户级线程模型则不一定基于后者实现。这种差异，正如前所述，是两种分类方式的标准不同带来的。
当核内既支持进程也支持线程时，就可以实现线程-进程的"多对多"模型，即一个进程的某个线程由核内调度，而同时它也可以作为用户级线程池的调度者，选择合适的用户级线程在其空间中运行。这就是前面提到的"混合"线程模型，既可满足多处理机系统的需要，也可以最大限度的减小调度开销。在核外实现的线程又可以分为"一对一"、"多对一"两种模型，前者用一个核心进程（也许是轻量进程）对应一个线程，将线程调度等同于进程调度，交给核心完成，而后者则完全在核外实现多线程，调度也在用户态完成。后者就是前面提到的单纯的用户级线程模型的实现方式，显然，这种核外的线程调度器实际上只需要完成线程运行栈的切换，调度开销非常小，但同时因为核心信号（无论是同步的还是异步的）都是以进程为单位的，因而无法定位到线程，所以这种实现方式不能用于多处理器系统，而这个需求正变得越来越大，因此，在现实中，纯用户级线程的实现，除算法研究目的以外，几乎已经消失了。
Linux内核只提供了轻量进程的支持，目前最流行的线程机制LinuxThreads所采用的就是线程-进程"一对一"模型，调度交给核心，而在用户级实现一个包括信号处理在内的线程管理机制。
二.Linux 2.4内核中的轻量进程实现
Linux内核在2.0.x版本就已经实现了轻量进程，应用程序可以通过一个统一的clone()系统调用接口，用不同的参数指定创建轻量进程还是普通进程。在内核中，clone()调用经过参数传递和解释后会调用do_fork()，这个核内函数同时也是fork()、vfork()系统调用的最终实现：
<linux-2.4.20/kernel/fork.c>
int do_fork(unsigned long clone_flags, unsigned long stack_start, struct pt_regs *regs, unsigned long stack_size)
在do_fork()中，不同的clone_flags将导致不同的行为，对于LinuxThreads，它使用（CLONE_VM | CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND）参数来调用clone()创建"线程"，表示共享内存、共享文件系统访问计数、共享文件描述符表，以及共享信号处理方式。本节就针对这几个参数，看看Linux内核是如何实现这些资源的共享的。
1.CLONE_VM
do_fork()需要调用copy_mm()来设置task_struct中的mm和active_mm项，这两个mm_struct数据与进程所关联的内存空间相对应。如果do_fork()时指定了CLONE_VM开关，copy_mm()将把新的task_struct中的mm和 active_mm设置成与current的相同，同时提高该mm_struct的使用者数目（mm_struct::mm_users）。也就是说，轻量级进程与父进程共享内存地址空间，由下图示意可以看出mm_struct在进程中的地位：
2.CLONE_FS
task_struct中利用fs（struct fs_struct *）记录了进程所在文件系统的根目录和当前目录信息，do_fork()时调用copy_fs()复制了这个结构；而对于轻量级进程则仅增加fs- >count计数，与父进程共享相同的fs_struct。也就是说，轻量级进程没有独立的文件系统相关的信息，进程中任何一个线程改变当前目录、根目录等信息都将直接影响到其他线程。
3.CLONE_FILES
一个进程可能打开了一些文件，在进程结构task_struct中利用files（struct files_struct *）来保存进程打开的文件结构（struct file）信息，do_fork()中调用了copy_files()来处理这个进程属性；轻量级进程与父进程是共享该结构的，copy_files() 时仅增加files->count计数。这一共享使得任何线程都能访问进程所维护的打开文件，对它们的操作会直接反映到进程中的其他线程。
4.CLONE_SIGHAND
每一个Linux进程都可以自行定义对信号的处理方式，在task_struct中的sig（struct signal_struct）中使用一个struct k_sigaction结构的数组来保存这个配置信息，do_fork()中的copy_sighand()负责复制该信息；轻量级进程不进行复制，而仅仅增加signal_struct::count计数，与父进程共享该结构。也就是说，子进程与父进程的信号处理方式完全相同，而且可以相互更改。
对于SMP系统，所有的进程fork出来后，都被分配到与父进程相同的cpu上，一直到该进程被调度时才会进行cpu选择。
尽管Linux支持轻量级进程，但并不能说它就支持核心级线程，因为Linux的"线程"和"进程"实际上处于一个调度层次，共享一个进程标识符空间，这种限制使得不可能在Linux上实现完全意义上的POSIX线程机制，因此众多的Linux线程库实现尝试都只能尽可能实现POSIX的绝大部分语义，并在功能上尽可能逼近。
三.LinuxThread的线程机制
LinuxThreads是目前Linux平台上使用最为广泛的线程库，它所实现的就是基于核心轻量级进程的"一对一"线程模型，一个线程实体对应一个核心轻量级进程，而线程之间的管理在核外函数库中实现。
1.线程描述数据结构
LinuxThreads定义了一个struct _pthread_descr_struct数据结构来描述线程，并使用全局数组变量__pthread_handles来描述和引用进程所辖线程。在 __pthread_handles中的前两项，LinuxThreads定义了两个全局的系统线程：__pthread_initial_thread 和__pthread_manager_thread，并用__pthread_main_thread表征 __pthread_manager_thread的父线程（初始为__pthread_initial_thread）。
struct _pthread_descr_struct是一个双环链表结构，__pthread_manager_thread所在的链表仅包括它一个元素，实际上，__pthread_manager_thread是一个特殊线程，LinuxThreads仅使用了其中的errno、p_pid、 p_priority等三个域。而__pthread_main_thread所在的链则将进程中所有用户线程串在了一起。经过一系列 pthread_create()之后形成的__pthread_handles数组将如下图所示：
新创建的线程将首先在__pthread_handles数组中占据一项，然后通过数据结构中的链指针连入以__pthread_main_thread为首指针的链表中。这个链表的使用在介绍线程的创建和释放的时候将提到。
2.管理线程
"一对一"模型的好处之一是线程的调度由核心完成了，而其他诸如线程取消、线程间的同步等工作，都是在核外线程库中完成的。在LinuxThreads中，专门为每一个进程构造了一个管理线程，负责处理线程相关的管理工作。当进程第一次调用pthread_create()创建一个线程的时候就会创建（__clone()）并启动管理线程。
在一个进程空间内，管理线程与其他线程之间通过一对"管理管道（manager_pipe[2]）"来通讯，该管道在创建管理线程之前创建，在成功启动了管理线程之后，管理管道的读端和写端分别赋给两个全局变量__pthread_manager_reader和 __pthread_manager_request，之后，每个用户线程都通过__pthread_manager_request向管理线程发请求，但管理线程本身并没有直接使用__pthread_manager_reader，管道的读端（manager_pipe[0]）是作为__clone ()的参数之一传给管理线程的，管理线程的工作主要就是监听管道读端，并对从中取出的请求作出反应。
创建管理线程的流程如下所示：
初始化结束后，在__pthread_manager_thread中记录了轻量级进程号以及核外分配和管理的线程id， 2*PTHREAD_THREADS_MAX+1这个数值不会与任何常规用户线程id冲突。管理线程作为pthread_create()的调用者线程的子线程运行，而pthread_create()所创建的那个用户线程则是由管理线程来调用clone()创建，因此实际上是管理线程的子线程。
__pthread_manager()就是管理线程的主循环所在，在进行一系列初始化工作后，进入while(1)循环。在循环中，线程以2秒为timeout查询（__poll()）管理管道的读端。在处理请求前，检查其父线程（也就是创建 manager的主线程）是否已退出，如果已退出就退出整个进程。如果有退出的子线程需要清理，则调用pthread_reap_children()清理。
然后才是读取管道中的请求，根据请求类型执行相应操作（switch-case）。具体的请求处理，源码中比较清楚，这里就不赘述了。
3.线程栈
在LinuxThreads中，管理线程的栈和用户线程的栈是分离的，管理线程在进程堆中通过malloc()分配一个THREAD_MANAGER_STACK_SIZE字节的区域作为自己的运行栈。
用户线程的栈分配办法随着体系结构的不同而不同，在FLOATING_STACK方式下，LinuxThreads利用mmap()从内核空间中分配 8MB空间，使用mprotect()设置其中第一页为非访问区。该8M空间的功能分配如下图：
低地址被保护的页面用来监测栈溢出。
对于用户指定的栈，在按照指针对界后，设置线程栈顶，并计算出栈底，不做保护，正确性由用户自己保证。
不论哪种组织方式，线程描述结构总是位于栈顶紧邻堆栈的位置。
4.线程id和进程id
每个LinuxThreads线程都同时具有线程id和进程id，其中进程id就是内核所维护的进程号，而线程id则由LinuxThreads分配和维护。
__pthread_initial_thread的线程id为PTHREAD_THREADS_MAX， __pthread_manager_thread的是2*PTHREAD_THREADS_MAX+1，第一个用户线程的线程id为 PTHREAD_THREADS_MAX+2，此后第n个用户线程的线程id遵循以下公式：
tid=n*PTHREAD_THREADS_MAX+n+1
这种分配方式保证了进程中所有的线程（包括已经退出）都不会有相同的线程id，而线程id的类型pthread_t定义为无符号长整型（unsigned long int），也保证了有理由的运行时间内线程id不会重复。
从线程id查找线程数据结构是在pthread_handle()函数中完成的，实际上只是将线程号按PTHREAD_THREADS_MAX取模，得到的就是该线程在__pthread_handles中的索引。
5.线程的创建
在pthread_create()向管理线程发送REQ_CREATE请求之后，管理线程即调用pthread_handle_create()创建新线程。分配栈、设置thread属性后，以pthread_start_thread()为函数入口调用__clone()创建并启动新线程。 pthread_start_thread()读取自身的进程id号存入线程描述结构中，并根据其中记录的调度方法配置调度。一切准备就绪后，再调用真正的线程执行函数，并在此函数返回后调用pthread_exit()清理现场。
6.LinuxThreads的不足
由于Linux内核的限制以及实现难度等等原因，LinuxThreads并不是完全POSIX兼容的，在它的发行README中有说明。
1)进程id问题
这个不足是最关键的不足，引起的原因牵涉到LinuxThreads的"一对一"模型。
Linux内核并不支持真正意义上的线程，LinuxThreads是用与普通进程具有同样内核调度视图的轻量级进程来实现线程支持的。这些轻量级进程拥有独立的进程id，在进程调度、信号处理、IO等方面享有与普通进程一样的能力。在源码阅读者看来，就是Linux内核的clone()没有实现对 CLONE_PID参数的支持。
按照POSIX定义，同一进程的所有线程应该共享一个进程id和父进程id，这在目前的"一对一"模型下是无法实现的。
2)信号处理问题
由于异步信号是内核以进程为单位分发的，而LinuxThreads的每个线程对内核来说都是一个进程，且没有实现"线程组"，因此，某些语义不符合POSIX标准，比如没有实现向进程中所有线程发送信号，README对此作了说明。
某些信号的缺省动作难以在现行体系上实现，比如SIGSTOP和SIGCONT，LinuxThreads只能将一个线程挂起，而无法挂起整个进程。
3)线程总数问题
LinuxThreads将每个进程的线程最大数目定义为1024，但实际上这个数值还受到整个系统的总进程数限制，这又是由于线程其实是核心进程。
在kernel 2.4.x中，采用一套全新的总进程数计算方法，使得总进程数基本上仅受限于物理内存的大小。
在i386上，THREAD_SIZE=2*PAGE_SIZE，PAGE_SIZE=2^12（4KB），mempages=物理内存大小 /PAGE_SIZE，对于256M的内存的机器，mempages=256*2^20/2^12=256*2^8，此时最大线程数为4096。
因此，对于LinuxThreads来说，线程总数同时受这三个因素的限制。
4)管理线程问题
管理线程容易成为瓶颈，这是这种结构的通病；同时，管理线程又负责用户线程的清理工作，因此，尽管管理线程已经屏蔽了大部分的信号，但一旦管理线程死亡，用户线程就不得不手工清理了，而且用户线程并不知道管理线程的状态，之后的线程创建等请求将无人处理。
5)同步问题
LinuxThreads中的线程同步很大程度上是建立在信号基础上的，这种通过内核复杂的信号处理机制的同步方式，效率一直是个问题。
6）其他POSIX兼容性问题
Linux中很多系统调用，按照语义都是与进程相关的，比如nice、setuid、setrlimit等，在目前的LinuxThreads中，这些调用都仅仅影响调用者线程。
四.其他的线程实现机制
在Linux社区中，已经有很多人在为改进线程性能而努力，其中既包括用户级线程库，也包括核心级和用户级配合改进的线程库。目前最为人看好的有两个项目，一个是RedHat公司牵头研发的NPTL（Native Posix Thread Library），另一个则是IBM投资开发的NGPT（Next Generation Posix Threading），二者都是围绕完全兼容POSIX 1003.1c，同时在核内和核外做工作以而实现多对多线程模型。这两种模型都在一定程度上弥补了LinuxThreads的缺点，且都是重起炉灶全新设计的。
1.NPTL
在技术实现上，NPTL仍然采用1:1的线程模型，并配合glibc和最新的Linux Kernel2.5.x开发版在信号处理、线程同步、存储管理等多方面进行了优化。和LinuxThreads不同，NPTL没有使用管理线程，核心线程的管理直接放在核内进行，这也带了性能的优化。
2.NGPT
IBM的开放源码项目NGPT在2003年1月10日推出了稳定的2.2.0版，但相关的文档工作还差很多。就目前所知，NGPT是基于GNU Pth（GNU Portable Threads）项目而实现的M:N模型，而GNU Pth 是一个经典的用户级线程库实现。