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首先從OS設計原理上闡明三種線程：內核線程、輕量級進程、用戶線程

內核線程

內核線程就是內核的分身，一個分身可以處理一件特定事情。這在處理異步事件如異步IO時特別有用。內核線程的使用是廉價的，唯一使用的資源就是內核棧和上下文切換時保存寄存器的空間。支持多線程的內核叫做多線程內核(Multi-Threads kernel )。

輕量級進程

輕量級線程(LWP)是一種由內核支持的用戶線程。它是基于內核線程的高級抽象，因此只有先支持內核線程，才能有LWP。每一個進程有一個或多個LWPs，每個LWP由一個內核線程支持。這種模型實際上就是恐龍書上所提到的一對一線程模型。在這種實現的操作系統中，LWP就是用戶線程。

由于每個LWP都與一個特定的內核線程關聯，因此每個LWP都是一個獨立的線程調度單元。即使有一個LWP在系統調用中阻塞，也不會影響整個進程的執行。

輕量級進程具有局限性。首先，大多數LWP的操作，如建立、析構以及同步，都需要進行系統調用。系統調用的代價相對較高：需要在user mode和kernel mode中切換。其次，每個LWP都需要有一個內核線程支持，因此LWP要消耗內核資源（內核線程的棧空間）。因此一個系統不能支持大量的LWP。

注：

LWP?的術語是借自于?SVR4/MP?和?Solaris 2.x?。有些系統將?LWP?稱為虛擬處理器。而將之稱為輕量級進程的原因可能是：在內核線程的支持下，?LWP?是獨立的調度單元，就像普通的進程一樣。所以?LWP?的最大特點還是每個?LWP?都有一個內核線程支持。

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用戶線程

LWP雖然本質上屬于用戶線程，但LWP線程庫是建立在內核之上的，LWP的許多操作都要進行系統調用，因此效率不高。而這里的用戶線程指的是完全建立在用戶空間的線程庫，用戶線程的建立，同步，銷毀，調度完全在用戶空間完成，不需要內核的幫助。因此這種線程的操作是極其快速的且低消耗的。

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上圖是最初的一個用戶線程模型，從中可以看出，進程中包含線程，用戶線程在用戶空間中實現，內核并沒有直接對用戶線程進程調度，內核的調度對象和傳統進程一樣，還是進程本身，內核并不知道用戶線程的存在。用戶線程之間的調度由在用戶空間實現的線程庫實現。

這種模型對應著恐龍書中提到的多對一線程模型，其缺點是一個用戶線程如果阻塞在系統調用中，則整個進程都將會阻塞。

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加強版的用戶線程——用戶線程+LWP

這種模型對應著恐龍書中多對多模型。用戶線程庫還是完全建立在用戶空間中，因此用戶線程的操作還是很廉價，因此可以建立任意多需要的用戶線程。操作系統提供了?LWP?作為用戶線程和內核線程之間的橋梁。?LWP?還是和前面提到的一樣，具有內核線程支持，是內核的調度單元，并且用戶線程的系統調用要通過?LWP?，因此進程中某個用戶線程的阻塞不會影響整個進程的執行。用戶線程庫將建立的用戶線程關聯到?LWP?上，?LWP?與用戶線程的數量不一定一致。當內核調度到某個?LWP?上時，此時與該?LWP?關聯的用戶線程就被執行。
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很多文獻中都認為輕量級進程就是線程，實際上這種說法并不完全正確，從前面的分析中可以看到，只有在用戶線程完全由輕量級進程構成時，才可以說輕量級進程就是線程

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LinuxThreads

　　所實現的就是基于核心輕量級進程的"一對一"線程模型，一個線程實體對應一個核心輕量級進程，而線程之間的管理在核外函數庫（我們常用的pthread庫）中實現。?一直以來, linux內核并沒有線程的概念. 每一個執行實體都是一個task_struct結構, 通常稱之為進程.?

　　進程是一個執行單元, 維護著執行相關的動態資源. 同時, 它又引用著程序所需的靜態資源.通過系統調用clone創建子進程時, 可以有選擇性地讓子進程共享父進程所引用的資源. 這樣的子進程通常稱為輕量級進程，如上文所述，又叫內核線程。

[插曲]說下fork和vfork的區別
　　fork時，子進程是父進程的一個拷貝。子進程從父進程那得到了數據段和堆棧段，但不是與父進程共享而是單獨分配內存。然而這里的非共享最初狀態是共享的，linux下使用了寫時復制技術，剛開始共享父進程的數據段，在寫數據段的時候才進行復制，以fork為例，最終共享的資源就是task_struct、系統空間堆棧（copy_thread）、頁面表等。vfork時，因為實現為子進程先執行，所以是不拷貝（沒必要）父進的虛存空間，也就是用戶空間堆棧，clone(clone_vfork|clone_vm|sigchld,0)，指明的參數是不會拷貝，注定共享的。因為現在的fork都是寫實拷貝，所以vfork的優勢便不明顯了——只是不用向vfork那樣拷貝頁表。另外，內核都是優先讓子進程先執行，考慮到調度問題，fork不保證；但vfork可保證這點　　2.4內核 do_dork是fork/vfork/clone系統調用的共同代碼，其核心流程如下：1) 默認對所有資源進行共享暫不復制;2) 如果flags未指定共享（相應位為0），則進行深層次復制。包括，file,fs,sighand,mm。以CLONE_FILES為例，對fork而言為1，也就是必須復制兩份files，這樣父子進程才有獨立上下文（各自獨立lseek不影響，但是文件指針肯定還是指向一個）;但是對于vfork，這個標志為1，也就是父子進程共享文件上下文（注意這里不是共享文件指針，連上下文都共享！也就是子進程lseek會改變父進程讀寫位置），這豈不亂套（類似還有vfork的CLONE_VM標志）！別擔心，do_fork中會保證vfork時候，自進程先執行完！特殊說下，mm資源即使是非共享的，即CLONE_VM=1（fork如此），也不馬上復制，而是復制頁面表后，把也表項設置為寫保護，這樣無論誰寫，屆時都會再復制一份出來，這才完成的資源的獨立——對fork而言。3) 復制系統堆棧（區別于用戶空間VM）

　

用戶態線程由pthread庫實現，使用pthread以后, 在用戶看來, 每一個task_struct就對應一個線程, 而一組線程以及它們所共同引用的一組資源就是一個進程.　　但是, 一組線程并不僅僅是引用同一組資源就夠了, 它們還必須被視為一個整體.

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總結

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