操作系统--线程

上节介绍了进程通信

这节介绍操作系统中的线程

一、线程的基本概念1.1 线程的引入

如果说，在操作系统中引入进程的目的，是为了使多个程序能并发执行，以提高资源利用率和系统吞吐量，那么，在操作系统中再引入线程，则是为了减少程序在并发执行时所付出的时空开销，使 OS 具有更好的并发性。为了说明这一点，我们首先来回顾进程的两个基本属性: ① 进程是一个可拥有资源的独立单位；② 进程同时又是一个可独立调度和分派的基本单位。正是由于进程有这两个基本属性，才使之成为一个能独立运行的基本单位，从而也就构成了进程并发执行的基础。然而，为使程序能并发执行，系统还必须进行以下的一系列操作。

（1）创建进程

系统在创建一个进程时，必须为它分配其所必需的、除处理机以外的所有资源，如内存空间、I/O 设备，以及建立相应的 PCB。

（2）撤消进程

系统在撤消进程时，又必须先对其所占有的资源执行回收操作，然后再撤消 PCB。

（3）进程切换

对进程进行切换时，由于要保留当前进程的 CPU 环境和设置新选中进程的 CPU 环境，因而须花费不少的处理机时间。

换言之，由于进程是一个资源的拥有者，因而在创建、撤消和切换中，系统必须为之付出较大的时空开销。正因如此，在系统中所设置的进程，其数目不宜过多，进程切换的频率也不宜过高，这也就限制了并发程度的进一步提高。

如何能使多个程序更好地并发执行同时又尽量减少系统的开销，已成为近年来设计操作系统时所追求的重要目标。有不少研究操作系统的学者们想到，若能将进程的上述两个属性分开，由操作系统分开处理，亦即对于作为调度和分派的基本单位，不同时作为拥有资源的单位，以做到“轻装上阵”；而对于拥有资源的基本单位，又不对之进行频繁的切换。正是在这种思想的指导下，形成了线程的概念。

随着 VLSI 技术和计算机体系结构的发展，出现了对称多处理机(SMP)计算机系统。它为提高计算机的运行速度和系统吞吐量提供了良好的硬件基础。但要使多个 CPU 很好地协调运行，充分发挥它们的并行处理能力，以提高系统性能，还必须配置性能良好的多处理机 OS。但利用传统的进程概念和设计方法，已难以设计出适合于 SMP 结构的计算机系统的 OS。这是因为进程“太重”，致使实现多处理机环境下的进程调度、分派和切换时，都需花费较大的时间和空间开销。如果在 OS 中引入线程，以线程作为调度和分派的基本单位，则可以有效地改善多处理机系统的性能。因此，一些主要的 OS(UNIX、OS/2、Windows)厂家都又进一步对线程技术做了开发，使之适用于 SMP 的计算机系统。

1.2 线程与进程的比较

线程具有许多传统进程所具有的特征，所以又称为轻型进程(Light-Weight Process)或进程元，相应地把传统进程称为重型进程(Heavy-Weight Process)，传统进程相当于只有一个线程的任务。在引入了线程的操作系统中，通常一个进程都拥有若干个线程，至少也有一个线程。下面我们从调度性、并发性、系统开销和拥有资源等方面对线程和进程进行比较。

（1）调度

在传统的操作系统中，作为拥有资源的基本单位和独立调度、分派的基本单位都是进程。而在引入线程的操作系统中，则把线程作为调度和分派的基本单位，而进程作为资源拥有的基本单位，把传统进程的两个属性分开，使线程基本上不拥有资源，这样线程便能轻装前进，从而可显著地提高系统的并发程度。在同一进程中，线程的切换不会引起进程的切换，但从一个进程中的线程切换到另一个进程中的线程时，将会引起进程的切换。

（2）并发性

在引入线程的操作系统中，不仅进程之间可以并发执行unix线程切换，而且在一个进程中的多个线程之间亦可并发执行，使得操作系统具有更好的并发性，从而能更加有效地提高系统资源的利用率和系统的吞吐量。例如，在一个未引入线程的单 CPU 操作系统中，若仅设置一个文件服务进程，当该进程由于某种原因而被阻塞时，便没有其它的文件服务进程来提供服务。在引入线程的操作系统中，则可以在一个文件服务进程中设置多个服务线程。当第一个线程等待时，文件服务进程中的第二个线程可以继续运行，以提供文件服务；当第二个线程阻塞时，则可由第三个继续执行，提供服务。显然，这样的方法可以显著地提高文件服务的质量和系统的吞吐量。

（3）拥有资源

不论是传统的操作系统，还是引入了线程的操作系统，进程都可以拥有资源，是系统中拥有资源的一个基本单位。一般而言，线程自己不拥有系统资源(也有一点必不可少的资源)，但它可以访问其隶属进程的资源，即一个进程的代码段、数据段及所拥有的系统资源，如已打开的文件、I/O 设备等，可以供该进程中的所有线程所共享。

（4）系统开销

在创建或撤消进程时，系统都要为之创建和回收进程控制块，分配或回收资源，如内存空间和 I/O 设备等，操作系统所付出的开销明显大于线程创建或撤消时的开销。类似地，在进程切换时，涉及到当前进程 CPU 环境的保存及新被调度运行进程的 CPU 环境的设置，而线程的切换则仅需保存和设置少量寄存器内容，不涉及存储器管理方面的操作，所以就切换代价而言，进程也是远高于线程的。此外，由于一个进程中的多个线程具有相同的地址空间，在同步和通信的实现方面线程也比进程容易。在一些操作系统中，线程的切换、同步和通信都无须操作系统内核的干预。

1.3 线程的属性

在多线程 OS 中，通常是在一个进程中包括多个线程，每个线程都是作为利用 CPU 的基本单位，是花费最小开销的实体。线程具有下述属性。

1.4 线程的状态1.5 线程的创建和终止

在多线程 OS 环境下，应用程序在启动时，通常仅有一个线程在执行，该线程被人们称为“初始化线程”。它可根据需要再去创建若干个线程。在创建新线程时，需要利用一个线程创建函数(或系统调用)，并提供相应的参数，如指向线程主程序的入口指针、堆栈的大小，以及用于调度的优先级等。在线程创建函数执行完后，将返回一个线程标识符供以后使用。

如同进程一样，线程也是具有生命期的。终止线程的方式有两种：一种是在线程完成了自己的工作后自愿退出；另一种是线程在运行中出现错误或由于某种原因而被其它线程强行终止。但有些线程(主要是系统线程)，在它们一旦被建立起来之后，便一直运行下去而不再被终止。在大多数的 OS 中，线程被中止后并不立即释放它所占有的资源，只有当进程中的其它线程执行了分离函数后，被终止的线程才与资源分离，此时的资源才能被其它线程利用。

虽已被终止但尚未释放资源的线程，仍可以被需要它的线程所调用，以使被终止线程重新恢复运行。为此，调用者线程须调用一条被称为“等待线程终止”的连接命令，来与该线程进行连接。如果在一个调用者线程调用“等待线程终止”的连接命令试图与指定线程相连接时，若指定线程尚未被终止，则调用连接命令的线程将会阻塞，直至指定线程被终止后才能实现它与调用者线程的连接并继续执行；若指定线程已被终止，则调用者线程不会被阻塞而是继续执行。

1.6 多线程 OS 中的进程

在多线程 OS 中，进程是作为拥有系统资源的基本单位，通常的进程都包含多个线程并为它们提供资源，但此时的进程就不再作为一个执行的实体。多线程 OS 中的进程有以下属性：

二、线程间的同步和通信

为使系统中的多线程能有条不紊地运行，在系统中必须提供用于实现线程间同步和通信的机制。为了支持不同频率的交互操作和不同程度的并行性，在多线程 OS 中通常提供多种同步机制，如互斥锁、条件变量、计数信号量以及多读、单写锁等。

2.1 互斥锁(mutex)

互斥锁是一种比较简单的、用于实现线程间对资源互斥访问的机制。由于操作互斥锁的时间和空间开销都较低，因而较适合于高频度使用的关键共享数据和程序段。互斥锁可以有两种状态，即开锁(unlock)和关锁(lock)状态。相应地，可用两条命令(函数)对互斥锁进行操作。其中的关锁 lock 操作用于将 mutex 关上，开锁操作 unlock 则用于打开 mutex。

当一个线程需要读/写一个共享数据段时，线程首先应为该数据段所设置的 mutex 执行关锁命令。命令首先判别 mutex 的状态，如果它已处于关锁状态，则试图访问该数据段的线程将被阻塞；而如果 mutex 是处于开锁状态，则将 mutex 关上后便去读/写该数据段。在线程完成对数据的读/写后，必须再发出开锁命令将 mutex 打开，同时还须将阻塞在该互斥锁上的一个线程唤醒，其它的线程仍被阻塞在等待 mutex 打开的队列上。

另外，为了减少线程被阻塞的机会，在有的系统中还提供了一种用于 mutex 上的操作命令 Trylock。当一个线程在利用 Trylock 命令去访问 mutex 时，若 mutex 处于开锁状态，Trylock 将返回一个指示成功的状态码；反之，若 mutex 处于关锁状态，则 Trylock 并不会阻塞该线程，而只是返回一个指示操作失败的状态码。

2.2 条件变量

在许多情况下，只利用 mutex 来实现互斥访问可能会引起死锁，我们通过一个例子来说明这一点。有一个线程在对 mutex 1 执行关锁操作成功后，便进入一临界区 C，若在临界区内该线程又须访问某个临界资源 R，同样也为 R 设置另一互斥锁 mutex 2。假如资源 R 此时正处于忙碌状态，线程在对 mutex 2 执行关锁操作后必将被阻塞，这样将使 mutex 1 一直保持关锁状态；如果保持了资源 R 的线程也要求进入临界区 C，但由于 mutex 1 一直保持关锁状态而无法进入临界区，这样便形成了死锁。为了解决这个问题便引入了条件变量。

每一个条件变量通常都与一个互斥锁一起使用，亦即，在创建一个互斥锁时便联系着一个条件变量。单纯的互斥锁用于短期锁定，主要是用来保证对临界区的互斥进入。而条件变量则用于线程的长期等待，直至所等待的资源成为可用的资源。

现在，我们看看如何利用互斥锁和条件变量来实现对资源 R 的访问。线程首先对 mutex执行关锁操作，若成功便进入临界区，然后查找用于描述该资源状态的数据结构，以了解资源的情况。只要发现所需资源 R 正处于忙碌状态，线程便转为等待状态，并对 mutex 执行开锁操作后，等待该资源被释放；若资源处于空闲状态，表明线程可以使用该资源，于是将该资源设置为忙碌状态，再对 mutex 执行开锁操作。下面给出了对上述资源的申请(左半部分)和释放(右半部分)操作的描述

原来占有资源 R 的线程在使用完该资源后，便按照右半部分的描述释放该资源，其的 wakeup(condition variable)表示去唤醒在指定条件变量上等待的一个或多个线程。在大多数情况下，由于所释放的是临界资源，此时所唤醒的只能是在条件变量上等待的某一个线程，其它线程仍继续在该队列上等待。但如果线程所释放的是一个数据文件，该文件允许多个线程同时对它执行读操作。在这种情况下，当一个写线程完成写操作并释放该文件后，如果此时在该条件变量上还有多个读线程在等待，则该线程可以唤醒所有的等待线程。

2.3 信号量机制

前面所介绍的用于实现进程同步的最常用工具——信号量机制，也可用于多线程 OS中，实现诸线程或进程之间的同步。为了提高效率，可为线程和进程分别设置相应的信号量。

（1）私用信号量(private samephore)

当某线程需利用信号量来实现同一进程中各线程之间的同步时，可调用创建信号量的命令来创建一私用信号量，其数据结构存放在应用程序的地址空间中。私用信号量属于特定的进程所有，OS 并不知道私用信号量的存在，因此，一旦发生私用信号量的占用者异常结束或正常结束，但并未释放该信号量所占有空间的情况时，系统将无法使它恢复为 0(空)，也不能将它传送给下一个请求它的线程。

（2）公用信号量(public semaphort)

公用信号量是为实现不同进程间或不同进程中各线程之间的同步而设置的。由于它有着一个公开的名字供所有的进程使用，故而把它称为公用信号量。其数据结构是存放在受保护的系统存储区中，由 OS 为它分配空间并进行管理，故也称为系统信号量。如果信号量的占有者在结束时未释放该公用信号量，则 OS 会自动将该信号量空间回收，并通知下一进程。可见，公用信号量是一种比较安全的同步机制。

三、线程的实现方式

线程已在许多系统中实现，但各系统的实现方式并不完全相同。在有的系统中，特别是一些数据库管理系统如 Infomix，所实现的是用户级线程(UserLevel Threads)；而另一些系统(如 Macintosh 和 OS/2 操作系统)所实现的是内核支持线程(KernelSupported Threads)； 还有一些系统如 Solaris 操作系统，则同时实现了这两种类型的线程。

3.1 内核支持线程

对于通常的进程，无论是系统进程还是用户进程，进程的创建、 撤消，以及要求由系统设备完成的 I/O 操作，都是利用系统调用而进入内核，再由内核中的相应处理程序予以完成的。进程的切换同样是在内核的支持下实现的。因此我们说，不论什么进程，它们都是在操作系统内核的支持下运行的，是与内核紧密相关的。

这里所谓的内核支持线程 KST(Kernel Supported Threads)，也都同样是在内核的支持下运行的，即无论是用户进程中的线程，还是系统进程中的线程，他们的创建、撤消和切换等也是依靠内核，在内核空间实现的。此外，在内核空间还为每一个内核支持线程设置了一个线程控制块，内核是根据该控制块而感知某线程的存在，并对其加以控制。

这种线程实现方式主要有如下四个优点：

内核支持线程的主要缺点是：对于用户的线程切换而言，其模式切换的开销较大，在同一个进程中，从一个线程切换到另一个线程时，需要从用户态转到内核态进行，这是因为用户进程的线程在用户态运行，而线程调度和管理是在内核实现的，系统开销较大。

3.2 用户级线程

用户级线程 ULT(User Level Threads)仅存在于用户空间中。对于这种线程的创建、撤消、线程之间的同步与通信等功能，都无须利用系统调用来实现。对于用户级线程的切换，通常发生在一个应用进程的诸多线程之间，这时，也同样无须内核的支持。由于切换的规则远比进程调度和切换的规则简单，因而使线程的切换速度特别快。可见，这种线程是与内核无关的。我们可以为一个应用程序建立多个用户级线程。在一个系统中的用户级线程的数目可以达到数百个至数千个。由于这些线程的任务控制块都是设置在用户空间，而线程所执行的操作也无须内核的帮助，因而内核完全不知道用户级线程的存在。

值得说明的是，对于设置了用户级线程的系统，其调度仍是以进程为单位进行的。在采用轮转调度算法时，各个进程轮流执行一个时间片，这对诸进程而言似乎是公平的。但假如在进程 A 中包含了一个用户级线程，而在另一个进程 B 中含有 100 个用户级线程，这样，进程 A 中线程的运行时间将是进程 B 中各线程运行时间的 100 倍；相应地，其速度要快上 100 倍。

假如系统中设置的是内核支持线程，则调度便是以线程为单位进行的。在采用轮转法调度时，是各个线程轮流执行一个时间片。同样假定进程 A 中只有一个内核支持线程，而在进程 B 中有 100 个内核支持线程。此时进程 B 可以获得的 CPU 时间是进程 A 的 100 倍，且进程 B 可使 100 个系统调用并发工作。

使用用户级线程方式有许多优点，主要表现在如下三个方面：

用户级线程实现方式的主要缺点在于如下两个方面：

3.3 组合方式

有些操作系统把用户级线程和内核支持线程两种方式进行组合，提供了组合方式ULT/KST 线程。在组合方式线程系统中，内核支持多 KST 线程的建立、调度和管理，同时，也允许用户应用程序建立、调度和管理用户级线程。一些内核支持线程对应多个用户级线程，程序员可按应用需要和机器配置对内核支持线程数目进行调整，以达到较好的效果。组合方式线程中，同一个进程内的多个线程可以同时在多处理器上并行执行，而且在阻塞一个线程时，并不需要将整个进程阻塞。所以，组合方式多线程机制能够结合 KST 和 ULT两者的优点，并克服了其各自的不足。

四、线程的实现

不论是进程还是线程，都必须直接或间接地取得内核的支持。由于内核支持线程可以直接利用系统调用为它服务，故线程的控制相当简单；而用户级线程必须借助于某种形式的中间系统的帮助方能取得内核的服务，故在对线程的控制上要稍复杂些。

4.1 内核支持线程的实现

在仅设置了内核支持线程的 OS 中，一种可能的线程控制方法是，系统在创建一个新进程时，便为它分配一个任务数据区 PTDA(Per Task Data Area)，其中包括若干个线程控制块TCB 空间，如下图所示。在每一个 TCB 中可保存线程标识符、优先级、线程运行的 CPU 状态等信息。虽然这些信息与用户级线程 TCB 中的信息相同，但现在却是被保存在内核空间中。

每当进程要创建一个线程时，便为新线程分配一个TCB，将有关信息填入该 TCB 中，并为之分配必要的资源，如为线程分配数百至数千个字节的栈空间和局部存储区，于是新创建的线程便有条件立即执行。当 PTDA中的所有 TCB 空间已用完，而进程又要创建新的线程时，只要其所创建的线程数目未超过系统的允许值(通常为数十至数百个)，系统可再为之分配新的 TCB 空间；在撤消一个线程时，也应回收该线程的所有资源和 TCB。可见，内核支持线程的创建、 撤消均与进程的相类似。在有的系统中为了减少创建和撤消一个线程时的开销，在撤消一个线程时，并不立即回收该线程的资源和 TCB，当以后再要创建一个新线程时，便可直接利用已被撤消但仍保持有资源和 TCB 的线程作为新线程。

任务数据区空间

内核支持线程的调度和切换与进程的调度和切换十分相似，也分抢占式方式和非抢占方式两种。在线程的调度算法上，同样可采用时间片轮转法、优先权算法等。当线程调度选中一个线程后，便将处理机分配给它。当然，线程在调度和切换上所花费的开销，要比进程的小得多。

4.2 用户级线程的实现

用户级线程是在用户空间实现的。所有的用户级线程都具有相同的结构，它们都运行在一个中间系统的上面。当前有两种方式实现的中间系统，即运行时系统和内核控制线程。

（1）运行时系统(Runtime System)

所谓“运行时系统”，实质上是用于管理和控制线程的函数(过程)的集合，其中包括用于创建和撤消线程的函数、 线程同步和通信的函数以及实现线程调度的函数等。正因为有这些函数，才能使用户级线程与内核无关。运行时系统中的所有函数都驻留在用户空间，并作为用户级线程与内核之间的接口。

在传统的 OS 中，进程在切换时必须先由用户态转为核心态，再由核心来执行切换任务；而用户级线程在切换时则不需转入核心态，而是由运行时系统中的线程切换过程来执行切换任务。该过程将线程的 CPU 状态保存在该线程的堆栈中，然后按照一定的算法选择一个处于就绪状态的新线程运行，将新线程堆栈中的 CPU 状态装入到 CPU 相应的寄存器中，一旦将栈指针和程序计数器切换后，便开始了新线程的运行。由于用户级线程的切换无需进入内核，且切换操作简单，因而使用户级线程的切换速度非常快。

不论在传统的 OS 中，还是在多线程 OS 中，系统资源都是由内核管理的。在传统的OS 中，进程是利用 OS 提供的系统调用来请求系统资源的，系统调用通过软中断(如 trap)机制进入 OS 内核，由内核来完成相应资源的分配。用户级线程是不能利用系统调用的。当线程需要系统资源时，是将该要求传送给运行时系统，由后者通过相应的系统调用来获得系统资源的。

（2）内核控制线程

这种线程又称为轻型进程 LWP(Light Weight Process)。每一个进程都可拥有多个 LWP，同用户级线程一样，每个 LWP 都有自己的数据结构(如 TCB)，其中包括线程标识符、优先级、状态，另外还有栈和局部存储区等。它们也可以共享进程所拥有的资源。LWP 可通过系统调用来获得内核提供的服务，这样，当一个用户级线程运行时，只要将它连接到一个LWP 上，此时它便具有了内核支持线程的所有属性。这种线程实现方式就是组合方式。

在一个系统中的用户级线程数量可能很大，为了节省系统开销，不可能设置太多的LWP，而把这些 LWP 做成一个缓冲池，称为“线程池”。用户进程中的任一用户线程都可以连接到 LWP 池中的任何一个 LWP 上。为使每一用户级线程都能利用 LWP 与内核通信，可以使多个用户级线程多路复用一个 LWP，但只有当前连接到 LWP 上的线程才能与内核通信，其余进程或者阻塞，或者等待 LWP。而每一个 LWP 都要连接到一个内核级线程上，这样，通过 LWP 可把用户级线程与内核线程连接起来，用户级线程可通过 LWP 来访问内核，但内核所看到的总是多个 LWP 而看不到用户级线程。亦即，由 LWP 实现了在内核与用户级线程之间的隔离，从而使用户级线程与内核无关。下图为利用轻型进程作为中间系统时用户级线程的实现方法。

利用轻型进程作为中间系统

当用户级线程不需要与内核通信时，并不需要 LWP；而当要通信时，便需借助于 LWP，而且每个要通信的用户级线程都需要一个 LWP。例如，在一个任务中，如果同时有 5 个用户级线程发出了对文件的读、写请求，这就需要有 5 个 LWP 来予以帮助，即由 LWP 将对文件的读、写请求发送给相应的内核级线程，再由后者执行具体的读、写操作。如果一个任务中只有 4 个 LWP，则只能有 4 个用户级线程的读、写请求被传送给内核线程，余下的一个用户级线程必须等待。

在内核级线程执行操作时，如果发生阻塞，则与之相连接的多个 LWP 也将随之阻塞，进而使连接到 LWP 上的用户级线程也被阻塞。如果进程中只包含了一个 LWP，此时进程也应阻塞。这种情况与前述的传统 OS 一样，在进程执行系统调用时，该进程实际上是阻塞的。但如果在一个进程中含有多个 LWP，则当一个 LWP 阻塞时，进程中的另一个 LWP 可继续执行；即使进程中的所有 LWP 全部阻塞，进程中的线程也仍然能继续执行，只是不能再去访问内核。

4.3 用户级线程与内核控制线程的连接

实际上，在不同的操作系统中，实现用户级线程与内核控制线程的连接有三种不同的模型：一对一模型、多对一模型和多对多模型。

（1）一对一模型

该模型是为每一个用户线程都设置一个内核控制线程与之连接，当一个线程阻塞时，允许调度另一个线程运行。在多处理机系统中，则有多个线程并行执行。

该模型并行能力较强，但每创建一个用户线程相应地就需要创建一个内核线程，开销较大，因此需要限制整个系统的线程数。Windows 2000、Windows NT、OS/2 等系统上都实现了该模型。

（2）多对一模型

该模型是将多个用户线程映射到一个内核控制线程，为了管理方便，这些用户线程一般属于一个进程，运行在该进程的用户空间，对这些线程的调度和管理也是在该进程的用户空间中完成。当用户线程需要访问内核时，才将其映射到一个内核控制线程上，但每次只允许一个线程进行映射。

该模型的主要优点是线程管理的开销小，效率高，但当一个线程在访问内核时发生阻塞，则整个进程都会被阻塞，而且在多处理机系统中，一个进程的多个线程无法实现并行。

（3）多对多模型

该模型结合上述两种模型的优点，将多个用户线程映射到多个内核控制线程，内核控制线程的数目可以根据应用进程和系统的不同而变化，可以比用户线程少，也可以与之相同。

来自：《计算机操作系统：汤小丹等》

（编辑：站长网）

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