一.基礎(chǔ)知識：線程和進(jìn)程
按照教科書上的定義，進(jìn)程是資源管理的最小單位，線程是程序執(zhí)行的最小單位。在操作系統(tǒng)設(shè)計(jì)上，從進(jìn)程演化出線程，最主要的目的就是更好的支持SMP以及減?。ㄟM(jìn)程/線程）上下文切換開銷。
無論按照怎樣的分法，一個(gè)進(jìn)程至少需要一個(gè)線程作為它的指令執(zhí)行體，進(jìn)程管理著資源（比如cpu、內(nèi)存、文件等等），而將線程分配到某個(gè)cpu上執(zhí)行。一個(gè)進(jìn)程當(dāng)然可以擁有多個(gè)線程，此時(shí)，如果進(jìn)程運(yùn)行在SMP機(jī)器上，它就可以同時(shí)使用多個(gè)cpu來執(zhí)行各個(gè)線程，達(dá)到最大程度的并行，以提高效率；同時(shí)，即使是在單cpu的機(jī)器上，采用多線程模型來設(shè)計(jì)程序，正如當(dāng)年采用多進(jìn)程模型代替單進(jìn)程模型一樣，使設(shè)計(jì)更簡潔、功能更完備，程序的執(zhí)行效率也更高，例如采用多個(gè)線程響應(yīng)多個(gè)輸入，而此時(shí)多線程模型所實(shí)現(xiàn)的功能實(shí)際上也可以用多進(jìn)程模型來實(shí)現(xiàn)，而與后者相比，線程的上下文切換開銷就比進(jìn)程要小多了，從語義上來說，同時(shí)響應(yīng)多個(gè)輸入這樣的功能，實(shí)際上就是共享了除cpu以外的所有資源的。
針對線程模型的兩大意義，分別開發(fā)出了核心級線程和用戶級線程兩種線程模型，分類的標(biāo)準(zhǔn)主要是線程的調(diào)度者在核內(nèi)還是在核外。前者更利于并發(fā)使用多處理器的資源，而后者則更多考慮的是上下文切換開銷。在目前的商用系統(tǒng)中，通常都將兩者結(jié)合起來使用，既提供核心線程以滿足smp系統(tǒng)的需要，也支持用線程庫的方式在用戶態(tài)實(shí)現(xiàn)另一套線程機(jī)制，此時(shí)一個(gè)核心線程同時(shí)成為多個(gè)用戶態(tài)線程的調(diào)度者。正如很多技術(shù)一樣，"混合"通常都能帶來更高的效率，但同時(shí)也帶來更大的實(shí)現(xiàn)難度，出于"簡單"的設(shè)計(jì)思路，Linux從一開始就沒有實(shí)現(xiàn)混合模型的計(jì)劃，但它在實(shí)現(xiàn)上采用了另一種思路的"混合"。
在線程機(jī)制的具體實(shí)現(xiàn)上，可以在操作系統(tǒng)內(nèi)核上實(shí)現(xiàn)線程，也可以在核外實(shí)現(xiàn)，后者顯然要求核內(nèi)至少實(shí)現(xiàn)了進(jìn)程，而前者則一般要求在核內(nèi)同時(shí)也支持進(jìn)程。核心級線程模型顯然要求前者的支持，而用戶級線程模型則不一定基于后者實(shí)現(xiàn)。這種差異，正如前所述，是兩種分類方式的標(biāo)準(zhǔn)不同帶來的。
當(dāng)核內(nèi)既支持進(jìn)程也支持線程時(shí)，就可以實(shí)現(xiàn)線程-進(jìn)程的"多對多"模型，即一個(gè)進(jìn)程的某個(gè)線程由核內(nèi)調(diào)度，而同時(shí)它也可以作為用戶級線程池的調(diào)度者，選擇合適的用戶級線程在其空間中運(yùn)行。這就是前面提到的"混合"線程模型，既可滿足多處理機(jī)系統(tǒng)的需要，也可以最大限度的減小調(diào)度開銷。絕大多數(shù)商業(yè)操作系統(tǒng)（如Digital Unix、Solaris、Irix）都采用的這種能夠完全實(shí)現(xiàn)POSIX1003.1c標(biāo)準(zhǔn)的線程模型。在核外實(shí)現(xiàn)的線程又可以分為"一對一"、"多對一"兩種模型，前者用一個(gè)核心進(jìn)程（也許是輕量進(jìn)程）對應(yīng)一個(gè)線程，將線程調(diào)度等同于進(jìn)程調(diào)度，交給核心完成，而后者則完全在核外實(shí)現(xiàn)多線程，調(diào)度也在用戶態(tài)完成。后者就是前面提到的單純的用戶級線程模型的實(shí)現(xiàn)方式，顯然，這種核外的線程調(diào)度器實(shí)際上只需要完成線程運(yùn)行棧的切換，調(diào)度開銷非常小，但同時(shí)因?yàn)楹诵男盘枺o論是同步的還是異步的）都是以進(jìn)程為單位的，因而無法定位到線程，所以這種實(shí)現(xiàn)方式不能用于多處理器系統(tǒng)，而這個(gè)需求正變得越來越大，因此，在現(xiàn)實(shí)中，純用戶級線程的實(shí)現(xiàn)，除算法研究目的以外，幾乎已經(jīng)消失了。
Linux內(nèi)核只提供了輕量進(jìn)程的支持，限制了更高效的線程模型的實(shí)現(xiàn)，但Linux著重優(yōu)化了進(jìn)程的調(diào)度開銷，一定程度上也彌補(bǔ)了這一缺陷。目前最流行的線程機(jī)制LinuxThreads所采用的就是線程-進(jìn)程"一對一"模型，調(diào)度交給核心，而在用戶級實(shí)現(xiàn)一個(gè)包括信號處理在內(nèi)的線程管理機(jī)制。Linux-LinuxThreads的運(yùn)行機(jī)制正是本文的描述重點(diǎn)。
二.Linux 2.4內(nèi)核中的輕量進(jìn)程實(shí)現(xiàn)
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cpu的占用，后來發(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，允許某些進(jìn)程共享一部分資源，例如文件、信號，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)：
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：
#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，對于LinuxThreads，它使用（CLONE_VM | CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND）參數(shù)來調(diào)用clone()創(chuàng)建"線程"，表示共享內(nèi)存、共享文件系統(tǒng)訪問計(jì)數(shù)、共享文件描述符表，以及共享信號處理方式。本節(jié)就針對這幾個(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)存空間相對應(yīng)。如果do_fork()時(shí)指定了CLONE_VM開關(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，輕量級進(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)；而對于輕量級進(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，輕量級進(jìn)程沒有獨(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)程可能打開了一些文件，在進(jìn)程結(jié)構(gòu)task_struct中利用files（struct files_struct *）來保存進(jìn)程打開的文件結(jié)構(gòu)（struct file）信息，do_fork()中調(diào)用了copy_files()來處理這個(gè)進(jìn)程屬性；輕量級進(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進(jìn)程所維護(hù)的打開文件，對它們的操作會(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信號的處理方式，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，子進(jìn)程與父進(jìn)程的信號處理方式完全相同，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。對于SMP系統(tǒng)，所有的進(jìn)程fork出來后，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支持輕量級進(jìn)程，但并不能說它就支持核心級線程，因?yàn)長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線程庫實(shí)現(xiàn)嘗試都只能盡可能實(shí)現(xiàn)POSIX的絕大部分語義，并在功能上盡可能逼近。
三.LinuxThread的線程機(jī)制
LinuxThreads是目前Linux平臺上使用最為廣泛的線程庫，由Xavier Leroy (Xavier.Leroy@inria.fr)負(fù)責(zé)開發(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進(jìn)程的"一對一"線程模型，一個(gè)線程實(shí)體對應(yīng)一個(gè)核心輕量級進(jìn)程，而線程之間的管理在核外函數(shù)庫中實(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)來描述線程，并使用全局?jǐn)?shù)組變量__pthread_handles來描述和引用進(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__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)過一系列pthread_create()之后形成的__pthread_handles數(shù)組將如下圖所示：
圖2 __pthread_handles數(shù)組結(jié)構(gòu)
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?
LinuxThreads遵循POSIX1003.1c標(biāo)準(zhǔn)，其中對線程庫的實(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)的趨勢是放松或者說擴(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，都是在核外線程庫中完成的。在LinuxThreads中，專門為每一個(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一對"管理管道（manager_pipe[2]）"來通訊，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__pthread_manager_request向管理線程發(fā)請求，但管理線程本身并沒有直接使用__pthread_manager_reader，管道的讀端（manager_pipe[0]）是作為__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)聽管道讀端，并對從中取出的請求作出反應(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）
圖3 創(chuàng)建管理線程的流程
初始化結(jié)束后，在__pthread_manager_thread中記錄了輕量級進(jìn)程號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求，根據(jù)請求類型執(zhí)行相應(yīng)操作（switch-case）。具體的請求處理，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)宏定義來區(qū)分，一個(gè)是NEED_SEPARATE_REGISTER_STACK，這個(gè)屬性僅在IA64平臺上使用；另一個(gè)是FLOATING_STACK宏，在i386等少數(shù)平臺上使用，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)，用戶還可以通過線程屬性結(jié)構(gòu)來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)置其中第一頁為非訪問區(qū)。該8M空間的功能分配如下圖：
圖4 棧結(jié)構(gòu)示意
低地址被保護(hù)的頁面用來監(jiān)測棧溢出。
對于用戶指定的棧，在按照指針對界后，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，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定義為無符號長整型（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。
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中有說明。
1)進(jìn)程id問題
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)度視圖的輕量級進(jìn)程來實(shí)現(xiàn)線程支持的。這些輕量級進(jìn)程擁有獨(dú)立的進(jìn)程id，在進(jìn)程調(diào)度、信號處理、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，就是Linux內(nèi)核的clone()沒有實(shí)現(xiàn)對CLONE_PID參數(shù)的支持。
在內(nèi)核do_fork()中對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"一對一"模型下是無法實(shí)現(xiàn)的。
2)信號處理問題
由于異步信號是內(nèi)核以進(jìn)程為單位分發(fā)的，而LinuxThreads的每個(gè)線程對內(nèi)核來說都是一個(gè)進(jìn)程，且沒有實(shí)現(xiàn)"線程組"，因此，某些語義不符合POSIX標(biāo)準(zhǔn)，比如沒有實(shí)現(xiàn)向進(jìn)程中所有線程發(fā)送信號，README對此作了說明。
如果核心不提供實(shí)時(shí)信號，LinuxThreads將使用SIGUSR1和SIGUSR2作為內(nèi)部使用的restart和cancel信號，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（從_SIGRTMIN到_SIGRTMAX），因此不存在這個(gè)問題。
某些信號的缺省動(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，而無法掛起整個(gè)進(jìn)程。
3)線程總數(shù)問題
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，對于LinuxThreads來說，線程總數(shù)同時(shí)受這三個(gè)因素的限制。
4)管理線程問題
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，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)建等請求將無人處理。
5)同步問題
LinuxThreads中的線程同步很大程度上是建立在信號基礎(chǔ)上的，這種通過內(nèi)核復(fù)雜的信號處理機(jī)制的同步方式，效率一直是個(gè)問題。
6）其他POSIX兼容性問題
Linux中很多系統(tǒng)調(diào)用，按照語義都是與進(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。
聯(lián)系客服
