最初的進(jìn)程定義都包含程序、資源及其執(zhí)行三部分，其中程序通常指代碼，資源在操作系統(tǒng)層面上通常包括內(nèi)存資源、IO資源、信號(hào)處理等部分，而程序的
執(zhí)行通常理解為執(zhí)行上下文，包括對(duì)cpu的占用，后來(lái)發(fā)展為線程。在線程概念出現(xiàn)以前，為了減小進(jìn)程切換的開(kāi)銷，操作系統(tǒng)設(shè)計(jì)者逐漸修正進(jìn)程的概念，逐漸
允許將進(jìn)程所占有的資源從其主體剝離出來(lái)，允許某些進(jìn)程共享一部分資源，例如文件、信號(hào)，數(shù)據(jù)內(nèi)存，甚至代碼，這就發(fā)展出輕量進(jìn)程的概念。Linux內(nèi)核
在2.0.x版本就已經(jīng)實(shí)現(xiàn)了輕量進(jìn)程，應(yīng)用程序可以通過(guò)一個(gè)統(tǒng)一的clone()系統(tǒng)調(diào)用接口，用不同的參數(shù)指定創(chuàng)建輕量進(jìn)程還是普通進(jìn)程。在內(nèi)核中，
clone()調(diào)用經(jīng)過(guò)參數(shù)傳遞和解釋后會(huì)調(diào)用do_fork()，這個(gè)核內(nèi)函數(shù)同時(shí)也是fork()、vfork()系統(tǒng)調(diào)用的最終實(shí)現(xiàn)：
<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)
|
其中的clone_flags取自以下宏的"或"值：
<linux-2.4.20/include/linux/sched.h>
#define CSIGNAL 0x000000ff /* signal mask to be sent at exit */
#define CLONE_VM 0x00000100 /* set if VM shared between processes */
#define CLONE_FS 0x00000200 /* set if fs info shared between processes */
#define CLONE_FILES 0x00000400 /* set if open files shared between processes */
#define CLONE_SIGHAND 0x00000800 /* set if signal handlers and blocked signals shared */
#define CLONE_PID 0x00001000 /* set if pid shared */
#define CLONE_PTRACE 0x00002000 /* set if we want to let tracing continue on the child too */
#define CLONE_VFORK 0x00004000 /* set if the parent wants the child to wake it up on mm_release */
#define CLONE_PARENT 0x00008000 /* set if we want to have the same parent as the cloner */
#define CLONE_THREAD 0x00010000 /* Same thread group? */
#define CLONE_NEWNS 0x00020000 /* New namespace group? */
#define CLONE_SIGNAL (CLONE_SIGHAND | CLONE_THREAD)
|
在do_fork()中，不同的
clone_flags將導(dǎo)致不同的行為，對(duì)于LinuxThreads，它使用（CLONE_VM | CLONE_FS |
CLONE_FILES |
CLONE_SIGHAND）參數(shù)來(lái)調(diào)用clone()創(chuàng)建"線程"，表示共享內(nèi)存、共享文件系統(tǒng)訪問(wèn)計(jì)數(shù)、共享文件描述符表，以及共享信號(hào)處理方式。本
節(jié)就針對(duì)這幾個(gè)參數(shù)，看看Linux內(nèi)核是如何實(shí)現(xiàn)這些資源的共享的。
1.CLONE_VM
do_fork
()需要調(diào)用copy_mm()來(lái)設(shè)置task_struct中的mm和active_mm項(xiàng)，這兩個(gè)mm_struct數(shù)據(jù)與進(jìn)程所關(guān)聯(lián)的內(nèi)存空間相對(duì)
應(yīng)。如果do_fork()時(shí)指定了CLONE_VM開(kāi)關(guān)，copy_mm()將把新的task_struct中的mm和active_mm設(shè)置成與
current的相同，同時(shí)提高該mm_struct的使用者數(shù)目（mm_struct::mm_users）。也就是說(shuō)，輕量級(jí)進(jìn)程與父進(jìn)程共享內(nèi)存地
址空間，由下圖示意可以看出mm_struct在進(jìn)程中的地位：
2.CLONE_FS
task_struct
中利用fs（struct fs_struct
*）記錄了進(jìn)程所在文件系統(tǒng)的根目錄和當(dāng)前目錄信息，do_fork()時(shí)調(diào)用copy_fs()復(fù)制了這個(gè)結(jié)構(gòu)；而對(duì)于輕量級(jí)進(jìn)程則僅增加fs-
>count計(jì)數(shù)，與父進(jìn)程共享相同的fs_struct。也就是說(shuō)，輕量級(jí)進(jìn)程沒(méi)有獨(dú)立的文件系統(tǒng)相關(guān)的信息，進(jìn)程中任何一個(gè)線程改變當(dāng)前目錄、
根目錄等信息都將直接影響到其他線程。
3.CLONE_FILES
一
個(gè)進(jìn)程可能打開(kāi)了一些文件，在進(jìn)程結(jié)構(gòu)task_struct中利用files（struct files_struct
*）來(lái)保存進(jìn)程打開(kāi)的文件結(jié)構(gòu)（struct
file）信息，do_fork()中調(diào)用了copy_files()來(lái)處理這個(gè)進(jìn)程屬性；輕量級(jí)進(jìn)程與父進(jìn)程是共享該結(jié)構(gòu)的，copy_files()
時(shí)僅增加files->count計(jì)數(shù)。這一共享使得任何線程都能訪問(wèn)進(jìn)程所維護(hù)的打開(kāi)文件，對(duì)它們的操作會(huì)直接反映到進(jìn)程中的其他線程。
4.CLONE_SIGHAND
每
一個(gè)Linux進(jìn)程都可以自行定義對(duì)信號(hào)的處理方式，在task_struct中的sig（struct
signal_struct）中使用一個(gè)struct
k_sigaction結(jié)構(gòu)的數(shù)組來(lái)保存這個(gè)配置信息，do_fork()中的copy_sighand()負(fù)責(zé)復(fù)制該信息；輕量級(jí)進(jìn)程不進(jìn)行復(fù)制，而僅
僅增加signal_struct::count計(jì)數(shù)，與父進(jìn)程共享該結(jié)構(gòu)。也就是說(shuō)，子進(jìn)程與父進(jìn)程的信號(hào)處理方式完全相同，而且可以相互更改。
do_fork()中所做的工作很多，在此不詳細(xì)描述。對(duì)于SMP系統(tǒng)，所有的進(jìn)程fork出來(lái)后，都被分配到與父進(jìn)程相同的cpu上，一直到該進(jìn)程被調(diào)度時(shí)才會(huì)進(jìn)行cpu選擇。
盡
管Linux支持輕量級(jí)進(jìn)程，但并不能說(shuō)它就支持核心級(jí)線程，因?yàn)長(zhǎng)inux的"線程"和"進(jìn)程"實(shí)際上處于一個(gè)調(diào)度層次，共享一個(gè)進(jìn)程標(biāo)識(shí)符空間，這種
限制使得不可能在Linux上實(shí)現(xiàn)完全意義上的POSIX線程機(jī)制，因此眾多的Linux線程庫(kù)實(shí)現(xiàn)嘗試都只能盡可能實(shí)現(xiàn)POSIX的絕大部分語(yǔ)義，并在
功能上盡可能逼近。
三.LinuxThread的線程機(jī)制
LinuxThreads
是目前Linux平臺(tái)上使用最為廣泛的線程庫(kù)，由Xavier Leroy
(Xavier.Leroy@inria.fr)負(fù)責(zé)開(kāi)發(fā)完成，并已綁定在GLIBC中發(fā)行。它所實(shí)現(xiàn)的就是基于核心輕量級(jí)進(jìn)程的"一對(duì)一"線程模型，一
個(gè)線程實(shí)體對(duì)應(yīng)一個(gè)核心輕量級(jí)進(jìn)程，而線程之間的管理在核外函數(shù)庫(kù)中實(shí)現(xiàn)。
1.線程描述數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)及實(shí)現(xiàn)限制
LinuxThreads
定義了一個(gè)struct
_pthread_descr_struct數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來(lái)描述線程，并使用全局?jǐn)?shù)組變量__pthread_handles來(lái)描述和引用進(jìn)程所轄線程。在
__pthread_handles中的前兩項(xiàng)，LinuxThreads定義了兩個(gè)全局的系統(tǒng)線程：__pthread_initial_thread
和__pthread_manager_thread，并用__pthread_main_thread表征
__pthread_manager_thread的父線程（初始為_(kāi)_pthread_initial_thread）。
struct
_pthread_descr_struct是一個(gè)雙環(huán)鏈表結(jié)構(gòu)，__pthread_manager_thread所在的鏈表僅包括它一個(gè)元素，實(shí)際
上，__pthread_manager_thread是一個(gè)特殊線程，LinuxThreads僅使用了其中的errno、p_pid、
p_priority等三個(gè)域。而__pthread_main_thread所在的鏈則將進(jìn)程中所有用戶線程串在了一起。經(jīng)過(guò)一系列
pthread_create()之后形成的__pthread_handles數(shù)組將如下圖所示：
新創(chuàng)建的線程將首先在__pthread_handles數(shù)組中占據(jù)一項(xiàng)，然后通過(guò)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中的鏈指針連入以__pthread_main_thread為首指針的鏈表中。這個(gè)鏈表的使用在介紹線程的創(chuàng)建和釋放的時(shí)候?qū)⑻岬健?/p>
LinuxThreads
遵循POSIX1003.1c標(biāo)準(zhǔn)，其中對(duì)線程庫(kù)的實(shí)現(xiàn)進(jìn)行了一些范圍限制，比如進(jìn)程最大線程數(shù)，線程私有數(shù)據(jù)區(qū)大小等等。在LinuxThreads的
實(shí)現(xiàn)中，基本遵循這些限制，但也進(jìn)行了一定的改動(dòng)，改動(dòng)的趨勢(shì)是放松或者說(shuō)擴(kuò)大這些限制，使編程更加方便。這些限定宏主要集中在
sysdeps/unix/sysv/linux/bits/local_lim.h（不同平臺(tái)使用的文件位置不同）中，包括如下幾個(gè)：
每
進(jìn)程的私有數(shù)據(jù)key數(shù)，POSIX定義_POSIX_THREAD_KEYS_MAX為128，LinuxThreads使用
PTHREAD_KEYS_MAX，1024；私有數(shù)據(jù)釋放時(shí)允許執(zhí)行的操作數(shù)，LinuxThreads與POSIX一致，定義
PTHREAD_DESTRUCTOR_ITERATIONS為4；每進(jìn)程的線程數(shù)，POSIX定義為64，LinuxThreads增大到1024
（PTHREAD_THREADS_MAX）；線程運(yùn)行棧最小空間大小，POSIX未指定，LinuxThreads使用
PTHREAD_STACK_MIN，16384（字節(jié)）。
2.管理線程
"
一對(duì)一"模型的好處之一是線程的調(diào)度由核心完成了，而其他諸如線程取消、線程間的同步等工作，都是在核外線程庫(kù)中完成的。在LinuxThreads中，
專門(mén)為每一個(gè)進(jìn)程構(gòu)造了一個(gè)管理線程，負(fù)責(zé)處理線程相關(guān)的管理工作。當(dāng)進(jìn)程第一次調(diào)用pthread_create()創(chuàng)建一個(gè)線程的時(shí)候就會(huì)創(chuàng)建
（__clone()）并啟動(dòng)管理線程。
在一個(gè)進(jìn)程空間內(nèi)，管理線程與其他線程之間通過(guò)一對(duì)"管理管道
（manager_pipe[2]）"來(lái)通訊，該管道在創(chuàng)建管理線程之前創(chuàng)建，在成功啟動(dòng)了管理線程之后，管理管道的讀端和寫(xiě)端分別賦給兩個(gè)全局變量
__pthread_manager_reader和__pthread_manager_request，之后，每個(gè)用戶線程都通過(guò)
__pthread_manager_request向管理線程發(fā)請(qǐng)求，但管理線程本身并沒(méi)有直接使用
__pthread_manager_reader，管道的讀端（manager_pipe[0]）是作為_(kāi)_clone()的參數(shù)之一傳給管理線程的，
管理線程的工作主要就是監(jiān)聽(tīng)管道讀端，并對(duì)從中取出的請(qǐng)求作出反應(yīng)。
創(chuàng)建管理線程的流程如下所示：
（全局變量pthread_manager_request初值為-1）
初
始化結(jié)束后，在__pthread_manager_thread中記錄了輕量級(jí)進(jìn)程號(hào)以及核外分配和管理的線程id，
2*PTHREAD_THREADS_MAX+1這個(gè)數(shù)值不會(huì)與任何常規(guī)用戶線程id沖突。管理線程作為pthread_create()的調(diào)用者線程的
子線程運(yùn)行，而pthread_create()所創(chuàng)建的那個(gè)用戶線程則是由管理線程來(lái)調(diào)用clone()創(chuàng)建，因此實(shí)際上是管理線程的子線程。（此處子
線程的概念應(yīng)該當(dāng)作子進(jìn)程來(lái)理解。）
__pthread_manager()就是管理線程的主循環(huán)所在，在進(jìn)行一系列初始
化工作后，進(jìn)入while(1)循環(huán)。在循環(huán)中，線程以2秒為timeout查詢（__poll()）管理管道的讀端。在處理請(qǐng)求前，檢查其父線程（也就
是創(chuàng)建manager的主線程）是否已退出，如果已退出就退出整個(gè)進(jìn)程。如果有退出的子線程需要清理，則調(diào)用pthread_reap_children
()清理。
然后才是讀取管道中的請(qǐng)求，根據(jù)請(qǐng)求類型執(zhí)行相應(yīng)操作（switch-case）。具體的請(qǐng)求處理，源碼中比較清楚，這里就不贅述了。
3.線程棧
在LinuxThreads中，管理線程的棧和用戶線程的棧是分離的，管理線程在進(jìn)程堆中通過(guò)malloc()分配一個(gè)THREAD_MANAGER_STACK_SIZE字節(jié)的區(qū)域作為自己的運(yùn)行棧。
用
戶線程的棧分配辦法隨著體系結(jié)構(gòu)的不同而不同，主要根據(jù)兩個(gè)宏定義來(lái)區(qū)分，一個(gè)是NEED_SEPARATE_REGISTER_STACK，這個(gè)屬性僅
在IA64平臺(tái)上使用；另一個(gè)是FLOATING_STACK宏，在i386等少數(shù)平臺(tái)上使用，此時(shí)用戶線程棧由系統(tǒng)決定具體位置并提供保護(hù)。與此同時(shí)，
用戶還可以通過(guò)線程屬性結(jié)構(gòu)來(lái)指定使用用戶自定義的棧。因篇幅所限，這里只能分析i386平臺(tái)所使用的兩種棧組織方式：FLOATING_STACK方式
和用戶自定義方式。
在FLOATING_STACK方式下，LinuxThreads利用mmap()從內(nèi)核空間中分配
8MB空間（i386系統(tǒng)缺省的最大棧空間大小，如果有運(yùn)行限制（rlimit），則按照運(yùn)行限制設(shè)置），使用mprotect()設(shè)置其中第一頁(yè)為非訪
問(wèn)區(qū)。該8M空間的功能分配如下圖：
低地址被保護(hù)的頁(yè)面用來(lái)監(jiān)測(cè)棧溢出。
對(duì)于用戶指定的棧，在按照指針對(duì)界后，設(shè)置線程棧頂，并計(jì)算出棧底，不做保護(hù)，正確性由用戶自己保證。
不論哪種組織方式，線程描述結(jié)構(gòu)總是位于棧頂緊鄰堆棧的位置。
4.線程id和進(jìn)程id
每個(gè)LinuxThreads線程都同時(shí)具有線程id和進(jìn)程id，其中進(jìn)程id就是內(nèi)核所維護(hù)的進(jìn)程號(hào)，而線程id則由LinuxThreads分配和維護(hù)。
__pthread_initial_thread
的線程id為PTHREAD_THREADS_MAX，__pthread_manager_thread的是
2*PTHREAD_THREADS_MAX+1，第一個(gè)用戶線程的線程id為PTHREAD_THREADS_MAX+2，此后第n個(gè)用戶線程的線程
id遵循以下公式：
tid=n*PTHREAD_THREADS_MAX+n+1
|
這種分配方式保證了進(jìn)程中所有的線程（包括已經(jīng)退出）都不會(huì)有相同的線程id，而線程id的類型pthread_t定義為無(wú)符號(hào)長(zhǎng)整型（unsigned long int），也保證了有理由的運(yùn)行時(shí)間內(nèi)線程id不會(huì)重復(fù)。
從線程id查找線程數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)是在pthread_handle()函數(shù)中完成的，實(shí)際上只是將線程號(hào)按PTHREAD_THREADS_MAX取模，得到的就是該線程在__pthread_handles中的索引。
5.線程的創(chuàng)建
在pthread_create
()向管理線程發(fā)送REQ_CREATE請(qǐng)求之后，管理線程即調(diào)用pthread_handle_create()創(chuàng)建新線程。分配棧、設(shè)置thread
屬性后，以pthread_start_thread()為函數(shù)入口調(diào)用__clone()創(chuàng)建并啟動(dòng)新線程。pthread_start_thread
()讀取自身的進(jìn)程id號(hào)存入線程描述結(jié)構(gòu)中，并根據(jù)其中記錄的調(diào)度方法配置調(diào)度。一切準(zhǔn)備就緒后，再調(diào)用真正的線程執(zhí)行函數(shù)，并在此函數(shù)返回后調(diào)用
pthread_exit()清理現(xiàn)場(chǎng)。
6.LinuxThreads的不足
由于Linux內(nèi)核的限制以及實(shí)現(xiàn)難度等等原因，LinuxThreads并不是完全POSIX兼容的，在它的發(fā)行README中有說(shuō)明。
1)進(jìn)程id問(wèn)題
這個(gè)不足是最關(guān)鍵的不足，引起的原因牽涉到LinuxThreads的"一對(duì)一"模型。
Linux
內(nèi)核并不支持真正意義上的線程，LinuxThreads是用與普通進(jìn)程具有同樣內(nèi)核調(diào)度視圖的輕量級(jí)進(jìn)程來(lái)實(shí)現(xiàn)線程支持的。這些輕量級(jí)進(jìn)程擁有獨(dú)立的進(jìn)
程id，在進(jìn)程調(diào)度、信號(hào)處理、IO等方面享有與普通進(jìn)程一樣的能力。在源碼閱讀者看來(lái)，就是Linux內(nèi)核的clone()沒(méi)有實(shí)現(xiàn)對(duì)
CLONE_PID參數(shù)的支持。
在內(nèi)核do_fork()中對(duì)CLONE_PID的處理是這樣的：
if (clone_flags & CLONE_PID) {
if (current->pid)
goto fork_out;
}
|
這段代碼表明，目前的Linux內(nèi)核僅在pid為0的時(shí)候認(rèn)可CLONE_PID參數(shù)，實(shí)際上，僅在SMP初始化，手工創(chuàng)建進(jìn)程的時(shí)候才會(huì)使用CLONE_PID參數(shù)。
按照POSIX定義，同一進(jìn)程的所有線程應(yīng)該共享一個(gè)進(jìn)程id和父進(jìn)程id，這在目前的"一對(duì)一"模型下是無(wú)法實(shí)現(xiàn)的。
2)信號(hào)處理問(wèn)題
由于異步信號(hào)是內(nèi)核以進(jìn)程為單位分發(fā)的，而LinuxThreads的每個(gè)線程對(duì)內(nèi)核來(lái)說(shuō)都是一個(gè)進(jìn)程，且沒(méi)有實(shí)現(xiàn)"線程組"，因此，某些語(yǔ)義不符合POSIX標(biāo)準(zhǔn)，比如沒(méi)有實(shí)現(xiàn)向進(jìn)程中所有線程發(fā)送信號(hào)，README對(duì)此作了說(shuō)明。
如
果核心不提供實(shí)時(shí)信號(hào)，LinuxThreads將使用SIGUSR1和SIGUSR2作為內(nèi)部使用的restart和cancel信號(hào)，這樣應(yīng)用程序就
不能使用這兩個(gè)原本為用戶保留的信號(hào)了。在Linux kernel
2.1.60以后的版本都支持?jǐn)U展的實(shí)時(shí)信號(hào)（從_SIGRTMIN到_SIGRTMAX），因此不存在這個(gè)問(wèn)題。
某些信號(hào)的缺省動(dòng)作難以在現(xiàn)行體系上實(shí)現(xiàn)，比如SIGSTOP和SIGCONT，LinuxThreads只能將一個(gè)線程掛起，而無(wú)法掛起整個(gè)進(jìn)程。
3)線程總數(shù)問(wèn)題
LinuxThreads將每個(gè)進(jìn)程的線程最大數(shù)目定義為1024，但實(shí)際上這個(gè)數(shù)值還受到整個(gè)系統(tǒng)的總進(jìn)程數(shù)限制，這又是由于線程其實(shí)是核心進(jìn)程。
在kernel 2.4.x中，采用一套全新的總進(jìn)程數(shù)計(jì)算方法，使得總進(jìn)程數(shù)基本上僅受限于物理內(nèi)存的大小，計(jì)算公式在kernel/fork.c的fork_init()函數(shù)中：
max_threads = mempages / (THREAD_SIZE/PAGE_SIZE) / 8
|
在i386
上，THREAD_SIZE=2*PAGE_SIZE，PAGE_SIZE=2^12（4KB），mempages=物理內(nèi)存大小/PAGE_SIZE，
對(duì)于256M的內(nèi)存的機(jī)器，mempages=256*2^20/2^12=256*2^8，此時(shí)最大線程數(shù)為4096。
但為了保證每個(gè)用戶（除了root）的進(jìn)程總數(shù)不至于占用一半以上物理內(nèi)存，fork_init()中繼續(xù)指定：
init_task.rlim[RLIMIT_NPROC].rlim_cur = max_threads/2;
init_task.rlim[RLIMIT_NPROC].rlim_max = max_threads/2;
|
這些進(jìn)程數(shù)目的檢查都在do_fork()中進(jìn)行，因此，對(duì)于LinuxThreads來(lái)說(shuō)，線程總數(shù)同時(shí)受這三個(gè)因素的限制。
4)管理線程問(wèn)題
管理線程容易成為瓶頸，這是這種結(jié)構(gòu)的通病；同時(shí)，管理線程又負(fù)責(zé)用戶線程的清理工作，因此，盡管管理線程已經(jīng)屏蔽了大部分的信號(hào)，但一旦管理線程死亡，用戶線程就不得不手工清理了，而且用戶線程并不知道管理線程的狀態(tài)，之后的線程創(chuàng)建等請(qǐng)求將無(wú)人處理。
5)同步問(wèn)題
LinuxThreads中的線程同步很大程度上是建立在信號(hào)基礎(chǔ)上的，這種通過(guò)內(nèi)核復(fù)雜的信號(hào)處理機(jī)制的同步方式，效率一直是個(gè)問(wèn)題。
6）其他POSIX兼容性問(wèn)題
Linux中很多系統(tǒng)調(diào)用，按照語(yǔ)義都是與進(jìn)程相關(guān)的，比如nice、setuid、setrlimit等，在目前的LinuxThreads中，這些調(diào)用都僅僅影響調(diào)用者線程。
7）實(shí)時(shí)性問(wèn)題
線程的引入有一定的實(shí)時(shí)性考慮，但LinuxThreads暫時(shí)不支持，比如調(diào)度選項(xiàng)，目前還沒(méi)有實(shí)現(xiàn)。不僅LinuxThreads如此，標(biāo)準(zhǔn)的Linux在實(shí)時(shí)性上考慮都很少。
四.其他的線程實(shí)現(xiàn)機(jī)制
LinuxThreads
的問(wèn)題，特別是兼容性上的問(wèn)題，嚴(yán)重阻礙了Linux上的跨平臺(tái)應(yīng)用（如Apache）采用多線程設(shè)計(jì)，從而使得Linux上的線程應(yīng)用一直保持在比較低
的水平。在Linux社區(qū)中，已經(jīng)有很多人在為改進(jìn)線程性能而努力，其中既包括用戶級(jí)線程庫(kù)，也包括核心級(jí)和用戶級(jí)配合改進(jìn)的線程庫(kù)。目前最為人看好的有
兩個(gè)項(xiàng)目，一個(gè)是RedHat公司牽頭研發(fā)的NPTL（Native Posix Thread
Library），另一個(gè)則是IBM投資開(kāi)發(fā)的NGPT（Next Generation Posix
Threading），二者都是圍繞完全兼容POSIX
1003.1c，同時(shí)在核內(nèi)和核外做工作以而實(shí)現(xiàn)多對(duì)多線程模型。這兩種模型都在一定程度上彌補(bǔ)了LinuxThreads的缺點(diǎn)，且都是重起爐灶全新設(shè)
計(jì)的。
1.NPTL
NPTL的設(shè)計(jì)目標(biāo)歸納可歸納為以下幾點(diǎn)：
- POSIX兼容性
- SMP結(jié)構(gòu)的利用
- 低啟動(dòng)開(kāi)銷
- 低鏈接開(kāi)銷（即不使用線程的程序不應(yīng)當(dāng)受線程庫(kù)的影響）
- 與LinuxThreads應(yīng)用的二進(jìn)制兼容性
- 軟硬件的可擴(kuò)展能力
- 多體系結(jié)構(gòu)支持
- NUMA支持
- 與C++集成
在
技術(shù)實(shí)現(xiàn)上，NPTL仍然采用1:1的線程模型，并配合glibc和最新的Linux
Kernel2.5.x開(kāi)發(fā)版在信號(hào)處理、線程同步、存儲(chǔ)管理等多方面進(jìn)行了優(yōu)化。和LinuxThreads不同，NPTL沒(méi)有使用管理線程，核心線程
的管理直接放在核內(nèi)進(jìn)行，這也帶了性能的優(yōu)化。
主要是因?yàn)楹诵牡膯?wèn)題，NPTL仍然不是100%POSIX兼容的，但就性能而言相對(duì)LinuxThreads已經(jīng)有很大程度上的改進(jìn)了。
2.NGPT
IBM的開(kāi)放源碼項(xiàng)目NGPT在2003年1月10日推出了穩(wěn)定的2.2.0版，但相關(guān)的文檔工作還差很多。就目前所知，NGPT是基于GNU Pth（GNU Portable Threads）項(xiàng)目而實(shí)現(xiàn)的M:N模型，而GNU Pth是一個(gè)經(jīng)典的用戶級(jí)線程庫(kù)實(shí)現(xiàn)。
按照2003年3月NGPT官方網(wǎng)站上的通知，NGPT考慮到NPTL日益廣泛地為人所接受，為避免不同的線程庫(kù)版本引起的混亂，今后將不再進(jìn)行進(jìn)一步開(kāi)發(fā)，而今進(jìn)行支持性的維護(hù)工作。也就是說(shuō)，NGPT已經(jīng)放棄與NPTL競(jìng)爭(zhēng)下一代Linux POSIX線程庫(kù)標(biāo)準(zhǔn)。
3.其他高效線程機(jī)制
此
處不能不提到Scheduler
Activations。這個(gè)1991年在ACM上發(fā)表的多線程內(nèi)核結(jié)構(gòu)影響了很多多線程內(nèi)核的設(shè)計(jì)，其中包括Mach3.0、NetBSD和商業(yè)版本
Digital Unix（現(xiàn)在叫Compaq True64
Unix）。它的實(shí)質(zhì)是在使用用戶級(jí)線程調(diào)度的同時(shí)，盡可能地減少用戶級(jí)對(duì)核心的系統(tǒng)調(diào)用請(qǐng)求，而后者往往是運(yùn)行開(kāi)銷的重要來(lái)源。采用這種結(jié)構(gòu)的線程機(jī)
制，實(shí)際上是結(jié)合了用戶級(jí)線程的靈活高效和核心級(jí)線程的實(shí)用性，因此，包括Linux、FreeBSD在內(nèi)的多個(gè)開(kāi)放源碼操作系統(tǒng)設(shè)計(jì)社區(qū)都在進(jìn)行相關(guān)研
究，力圖在本系統(tǒng)中實(shí)現(xiàn)Scheduler Activations。
參考資料
- [Linus Torvalds，2002] Linux內(nèi)核源碼v2.4.20
- [GNU，2002] Glibc源碼v2.2.2（內(nèi)含LinuxThreads v0.9）
- [Thomas E. Terrill，1997] An Introduction to Threads Using The LinuxThreads Interface
- [Ulrich Drepper，Ingo Molnar，2003] The Native POSIX Thread Library for Linux
-
http://www.ibm.com/developerworks/oss/pthreads/，NGPT官方網(wǎng)站
- [Ralf S. Engelschall，2000] Portable Multithreading
- [Thomas
E. Anderson, Brian N. Bershad, Edward D. Lazowska, Henry M. Levy，1992]
Scheduler Activations: Effective Kernel Support for the User-Level
Management of Parallelism
- [pcjockey@21cn.com] Linux線程初探
關(guān)于作者
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楊沙洲，目前在國(guó)防科技大學(xué)計(jì)算機(jī)學(xué)院攻讀軟件方向博士學(xué)位。
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