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20-进程与线程

18分钟阅读

进程概念

  • 进程是能分配给处理器并由处理器执行的实体，由一组执行的指令、一个当前状态和一组相关系统资源所表示的活动单元，

  • 其两个基本元素是程序代码和与代码关联的数据集。

  • PCB 表征进程执行的任意时刻的所有信息：

    • PID:
    • State:
    • Priority
    • Program counter:
    • Memory pointers:
    • Content data:
    • I/O status info:
    • Accounting info:

进程状态

进程状态模型

两状态模型 (running or not)

五状态模型 (ready? running:blocked)

六状态模型 (add suspend)

七状态模型 (suspend read/suspend wait)

进程描述

OS控制结构

  • 内存管理——内存表
  • 设备管理——I/O 表
  • 文件管理——文件表
  • 进程管理——基本进程表——进程映像

进程控制结构

  • 进程的物理表示——进程映像：程序、数据、栈、属性集；

  • 虚存分为内核空间和用户程序空间；
    • 内核空间中为每个进程维护独特的数据结构，主要是页表、内核栈等；
    • 用户空间中可以为进程在运行时动态分配空间、有栈维护函数调用……

  • OS 想要管理好进程，需要知道进程的位置和属性信息：
    • 进程位置取决于内存管理方案；
    • 进程属性由 PCB 管理，分为标识信息、处理器状态信息、进程控制信息；
    • 进程控制块包含 OS 所需的进程所有信息；

进程控制块的保护问题

  • PCB 有两个维护问题：

    1. 例程（如中断处理例程）中的错误可能会改变 PCB，进而破坏系统对受影响进程的管理能力；
    2. PCB 结构或语义中的设计变化可能会影响到 OS 中的许多模块；

  • 解决思路：

    • OS 中所有例程都通过一个处理例程来解决，即处理例程的任务只是保护 PCB，且是读写 PCB 的唯一仲裁程序；

进程控制

执行模式

  • 两种执行模式：

    • 与操作系统关联的处理器执行模式：特权模式（或称，控制模式、内核模式、系统模式）；
    • 与用户程序关联的处理器执行模式：非特权模式；

  • 处理器怎么知道正在什么模式运行？

    • PSW 状态字中存在一个指示执行模式的位
    • 用户调用 OS 服务或中断进而触发系统例程执行时，置为内核模式；
    • 当系统服务返回用户进程时，置为用户模式。

  • 如何设置模式？（以 IA-64 结构、Linux 系统为例）

    • 处理器中 PSR (Processor Status Register)有一个 2 bit 字段 CPL，置为 0 时是最高特权级，3 是最低特权级；
    • 中断发生时，CPL 置零；
    • 中断处理程序的最后一个指令会使处理器在返回时恢复中断程序的 PSR。

进程创建

  1. 分配唯一的进程标识符 PID；
  2. 为进程分配空间：包含进程映像中所有元素；
  3. 初始化进程控制块：
    • 处理进程标识 ID 和其它相关 ID（父进程 PID、用户UID）；
    • 初始化处理器状态信息；
    • 初始化进程控制信息；
    • 优先级默认最低，除非显式请求；
    • 初创时不拥有任何资源；
  4. 添加到对应状态的调度队列：将调度队列维护为链表，新进程放在就绪、就绪/挂起链表中；
  5. 维护其它数据结构；

进程切换

  • 什么事件触发了进程切换？

    1. 中断
      • 时钟中断
      • IO 中断
      • 内存失效——缺页中断
    2. 陷阱
      • 运算除 0
      • 用户设置的异常检查
    3. 系统调用
      • IO 请求

  • 模式切换和进程切换有什么区别？

    • 模式切换指的是处理器运行指令的权限是否在用户态和内核态切换；
      • 模式切换可在不改变运行态进程的状态时出现，此时保存上下文及恢复的开销很小；
    • 进程切换指当前进程是否运行结束、时间片耗尽等，需要下一个就绪态进程占据 CPU。

  • 保存的上下文有什么？

    • 中断处理程序可能改变的所有信息，如 PSW；
    • 恢复被中断程序时需要的所有信息，如 PC；

  • ==保存和恢复上下文都由硬件实现==

  • 出现中断时，处理器会进行什么工作？——模式切换

    1. PC 置于中断处理程序开始处；
    2. 用户模式切换到内核模式，以便中断处理代码直接运行特权指令
    3. 处理器处于中断处理程序第一条指令的取指阶段，在此之前保存被中断进程的上下文到其 PCB 中

完整的进程切换步骤

  1. 保存处理器上下文；
  2. 更新当前处于运行态进程的进程控制块，包括进程状态、退出运行态原因、记账信息等；
  3. 将该进程的 PCB 移动到相应队列（就绪、阻塞、就绪/挂起）；
  4. 选择另一个就绪态进程开始执行，更新对应 PCB，如运行状态信息；
  5. 更新内存管理数据结构，取决于管理地址转换的方式；
  6. 载入 PC 和其它寄存器先前的值，恢复上下文到切换前；

要实现进程切换，操作系统对控制的数据结构做什么改动？ 上一问题的 2、3、4、5

OS 执行的设计方法

  • OS 与普通计算机软件同样运行在处理器上，也是一个程序；
  • OS 会频繁地释放控制权，并依赖于处理器来恢复控制权；

无进程内核

内核在所有进程的外部执行，二者分离，如图 a

  • 运行中进程遇到中断或 syscall，会保存上下文并转移控制权到内核；

  • OS 本身具有控制过程调用和返回的内存区域与系统栈；

  • OS 可以执行任何预期的功能，并恢复被中断进程的上下文，恢复中断用户进程的执行；

  • OS 也可以保存进程的模式上下文，并继续调度和分派另一个进程，这取决于中断的原因和当前的情况；

  • 此方案中，进程只适用于用户程序，OS 代码是在特权模式下单独运行的实体。

在用户进程内执行

  • 在用户进程的上下文中执行所有 OS 软件，此时 OS 是用户调用的一组例程，在用户进程的环境内执行并实现各种功能，如图 b

  • 任何时刻 OS 都管理着 n 个进程映像，这里的进程映像包括内核程序的代码、数据、栈区域：

  • 发生中断、陷阱或系统调用时，

    • 该方案中处理器置于内核模式，控制权交给 OS，此前保存了模式上下文，并切换到 OS 例程。
    • 注意，此时仍然处于当前用户进程内，只是切换了模式，而不是切换了进程。
    • OS 执行完操作后，切换模式以在当前进程内恢复中断前的流程。

  • 该方案最大的优点是，

    • ==不论中断还是恢复，都不会产生进程切换的巨大开销==。如要进行进程切换，则要调用进程切换例程作专门处理。

基于进程的 OS

  • 第三种方案是将 OS 作为一组系统例程实现，内核功能被组织成独立的进程，如图 c

  • 优点：

    • ==鼓励使用模块化 OS 的程序设计原理，精简了模块间接口==；
    • 对非关键 OS 功能使用独立进程实现，比如用以提供资源利用率的监视，因而适合微内核结构；
    • 最后在多处理器和分布式环境中性能较好。

Unix SVR4 的进程管理

进程状态转换（9 状态）

进程创建 fork

  • fork 请求发出时，系统执行如下操作（所有操作都在父进程的内核模式下完成）：

    1. 在进程表中为新进程分配一个空项；
    2. 为子进程分配一个唯一进程标识符；
    3. 复制父进程的进程映像，但共享内存除外；
    4. 增加父进程所拥有文件的计数器，反应另一个进程也拥有这些文件的事实；
    5. 将子进程置为就绪态；
    6. 将子进程的 ID 返回给父进程，将 0 值 返回给子进程；

  • 接下来内核可以选择的去向是（三选一）：

    • ==停留在父进程中==，控制权返回到用户模式下父进程调用 fork 的位置；
    • ==处理器控制权交给子进程==，子进程开始执行，执行点与父进程相同，都是 fork 调用开始处；
    • ==控制权转交给另一个进程==，原父进程、子进程都处于就绪态；

线程

  • 引入线程前，进程拥有资源所有、调度执行之权：

    • 资源所有权：对存放进程映像的虚拟地址空间有控制、所有权；
    • 调度执行权：多进程的执行过程会交替进行，进程是被操作系统调度和分派的实体

  • 引入线程，就是为了拆分调度执行权，更加细分地利用进程申请的资源，提高效率。

单线程 vs. 多线程

  • 多线程环境中，进程成为了资源分配单元和保护单元，其包括：

    1. 容纳进程映像的虚拟地址空间；
    2. 对处理器、其它进程、文件和 IO 资源的受保护访问；

  • 进程中包含若干线程，每个线程包括：

    1. 线程运行状态；(TCB)
    2. 未运行时保存的线程上下文，线程视为进程内运行的独立程序计数器；
    3. 一个执行栈；
    4. 每个线程用于保存局部变量的静态存储空间；
    5. 与进程内其它线程共享的内存和资源访问；

  • 线程优点：

    1. 在已有进程中创建一个新线程的时间，远少于创建一个全新进程的时间；
    2. 终止线程花费时间更少；
    3. 同一进程内切换线程时间，比切换进程少得多；
    4. 提高了不同执行程序间通信的效率，==同一进程间多个线程共享内存和文件，无须调用内核就可以互相通信==。

  • 单用户多处理器系统中使用线程的例子：

    1. 前台与后台工作：如程序在前一条命令完成前提示输入下一条命令；
    2. 异步处理
    3. 模块化程序结构
    4. 使 IO 与处理器并行

线程功能

线程状态

  • 线程执行状态：

    • 运行态
    • 就绪态
    • 阻塞态

  • 与线程状态改变相关的基本操作：

    • 派生：新线程有自己的寄存器上下文和栈空间；
    • 阻塞
    • 解除阻塞
    • 结束

一个线程被阻塞，是否会导致整个进程被阻塞？——后文 ULT 与 KLT 会作解释。

线程同步

  • 同一进程内的线程共享资源，因此需要同步线程的活动，以便互不干扰且不破坏数据结构。

线程分类

用户级线程

  • 方案描述：
    • 管理线程的所有工作都由用户空间的应用程序完成，==线程对内核透明==；
    • 线程库是管理 ULT 的例程包，提供创建销毁线程、线程通信、线程调度、线程保存与恢复上下文的功能；
    • 应用程序通常以单个线程开始，后续其它线程通过调用线程库派生获得；

  • ULT 的优点：

    1. 所有线程管理数据结构都在一个进程的用户地址空间中，切换线程不需要内核模式特权，==节省了两次模式切换的开销==；
    2. 线程调度策略==可以根据用户程序需要量身定做==，而不必扰乱底层 OS 的调度程序；
    3. ULT ==由高级编程语言直接提供的线程库进行操控==，可移植性强，也不必对底层内核进行修改；

  • ULT 的缺点：

    1. ==一个线程发生阻塞时，会同时阻塞进程中其它所有线程==（如上图 b）
    2. 多线程应用==无法利用多处理器技术的性能==，一个进程中只有一个线程可以获取处理器，即便在进程内实现多道程序设计；

  • 解决方案：

    1. （不可取）将应用程序由多线程改写为多进程；
    2. 套管 jacketing，将产生阻塞的系统调用转化为一个非阻塞的系统调用。
      • 如，替代直接调用系统级 IO 的例程，而是调用应用级 IO 套管例程，该例程检查 IO 设备是否忙，若忙阻塞请求线程并把控制权转移；

内核级线程

  • 方案描述：

    • ==应用级没有线程管理代码==，只有内核线程开放的 API；
    • 内核为进程及其每个线程维护上下文，==调度由内核基于线程完成==；

  • KLT 如何克服 ULT 的缺点？

    • KLT 中内核可以将同一进程的==多个线程调度到多个处理器==中，
    • 并且进程的的一个线程阻塞时，可以调度其它线程运行；

  • KLT 的缺点：

    • 线程切换也要涉及内核特权级的切换，模式切换会带来巨大开销；

混合 ULT 与 KLT

  • 线程创建、调度、同步都在用户空间进行，只是将需要系统调用的 ULT 映射到 KLT 上；
  • 同一应用程序中的多个线程可在多个处理器上并行执行；

进程与线程间数量关系

多核与多线程性能

  • Amdahl 定律：

表示可并行的代码占比。

  • 即使很小的串行代码比，也会显著降低多核处理器下的性能表现；
  • 处理器越多，耗费在调度、通信、缓存上的开销就越多，性能反而下降；

关系图谱

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