全方位剖析 Linux 操作系统，太全了( 九 ) _Linux

在子进程开始运行后，操作系统会调用 exec 系统调用，内核会进行查找验证可执行文件，把参数和环境变量复制到内核，释放旧的地址空间。
现在新的地址空间需要被创建和填充。如果系统支持映射文件，就像 Unix 系统一样，那么新的页表就会创建，表明内存中没有任何页，除非所使用的页面是堆栈页，其地址空间由磁盘上的可执行文件支持。新进程开始运行时，立刻会收到一个缺页异常(page fault)，这会使具有代码的页面加载进入内存。最后，参数和环境变量被复制到新的堆栈中，重置信号，寄存器全部清零。新的命令开始运行。
下面是一个示例，用户输出 ls，shell 会调用 fork 函数复制一个新进程，shell 进程会调用 exec 函数用可执行文件 ls 的内容覆盖它的内存。

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Linux 线程现在我们来讨论一下 Linux 中的线程，线程是轻量级的进程，想必这句话你已经听过很多次了，轻量级体现在所有的进程切换都需要清除所有的表、进程间的共享信息也比较麻烦，一般来说通过管道或者共享内存，如果是 fork 函数后的父子进程则使用共享文件，然而线程切换不需要像进程一样具有昂贵的开销，而且线程通信起来也更方便。线程分为两种：用户级线程和内核级线程
用户级线程用户级线程避免使用内核，通常，每个线程会显示调用开关，发送信号或者执行某种切换操作来放弃 CPU，同样，计时器可以强制进行开关，用户线程的切换速度通常比内核线程快很多。在用户级别实现线程会有一个问题，即单个线程可能会垄断 CPU 时间片，导致其他线程无法执行从而饿死。如果执行一个 I/O 操作，那么 I/O 会阻塞，其他线程也无法运行。

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一种解决方案是，一些用户级的线程包解决了这个问题。可以使用时钟周期的监视器来控制第一时间时间片独占。然后，一些库通过特殊的包装来解决系统调用的 I/O 阻塞问题，或者可以为非阻塞 I/O 编写任务。
内核级线程内核级线程通常使用几个进程表在内核中实现，每个任务都会对应一个进程表。在这种情况下，内核会在每个进程的时间片内调度每个线程。

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所有能够阻塞的调用都会通过系统调用的方式来实现，当一个线程阻塞时，内核可以进行选择，是运行在同一个进程中的另一个线程（如果有就绪线程的话）还是运行一个另一个进程中的线程。
从用户空间 -> 内核空间 -> 用户空间的开销比较大，但是线程初始化的时间损耗可以忽略不计。这种实现的好处是由时钟决定线程切换时间，因此不太可能将时间片与任务中的其他线程占用时间绑定到一起。同样，I/O 阻塞也不是问题。
混合实现结合用户空间和内核空间的优点，设计人员采用了一种内核级线程的方式，然后将用户级线程与某些或者全部内核线程多路复用起来

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在这种模型中，编程人员可以自由控制用户线程和内核线程的数量，具有很大的灵活度。采用这种方法，内核只识别内核级线程，并对其进行调度。其中一些内核级线程会被多个用户级线程多路复用。
Linux 调度下面我们来关注一下 Linux 系统的调度算法，首先需要认识到，Linux 系统的线程是内核线程，所以 Linux 系统是基于线程的，而不是基于进程的。
为了进行调度，Linux 系统将线程分为三类

实时先入先出
实时轮询
分时

实时先入先出线程具有最高优先级，它不会被其他线程所抢占，除非那是一个刚刚准备好的，拥有更高优先级的线程进入。实时轮转线程与实时先入先出线程基本相同，只是每个实时轮转线程都有一个时间量，时间到了之后就可以被抢占。如果多个实时线程准备完毕，那么每个线程运行它时间量所规定的时间，然后插入到实时轮转线程末尾。

注意这个实时只是相对的，无法做到绝对的实时，因为线程的运行时间无法确定。它们相对分时系统来说，更加具有实时性

Linux 系统会给每个线程分配一个 nice 值，这个值代表了优先级的概念。nice 值默认值是 0，但是可以通过系统调用 nice 值来修改。修改值的范围从 -20 - +19 。nice 值决定了线程的静态优先级。一般系统管理员的 nice 值会比一般线程的优先级高，它的范围是 -20 - -1 。