线程的概念
线程就是一个程序里面的执行路线，叫线程。一个炒菜操作，我可以同时让多人进行烧锅倒油、切菜、烧水、洗盘子，这就是一个程序的多线程操作。
一个进程至少有一个线程，如果一个线程都没有那就不能叫进程了，根本没有动。
线程在内部运行，本质是在进程的地址空间里运行
要真正理解线程，我们得从页表开始
分页式存储管理
页表来源
如果没有虚拟地址一个用户的物理内存必须是连续的，这样就会导致大量的内存碎片
因此我们有了页表，来进行虚拟连续地址到多离散的物理地址的映射
页框
把物理内存按照一个固定的长度的页框进行分割，有时叫做物理页。每个页框包含一个物理页(page）。一个页的大小等于页框的大小。大多数 32位体系结构支持4KB的页，而64位体系结构一般会支持8KB的页。区分一页和一个页框是很重要的：页是虚拟地址的存储块，页框是物理地址的存储块
通过页表将页和页框进行联系起来
物理页框管理
页表可以存储页框的状态（例如是不是脏页，是否上锁）、还有引用计数（这一页被引用多少次，归为-1说明没有引用过这一页，就可以重新分配它）
如果使用struct page结构体管理这些信息，假定大小是40字节，在32位下，就有4GB/4KB=1M，因此需要40MB来存储，起始也还行。
页表
如果是直接使用虚拟地址映射物理地址，那么就需要存储物理地址一个四字节（32位下）
我们知道物理地址一共有4GB，如果直接存每个物理地址那根本存不下，因此使用了按页框映射并使用偏移量查找的方式。此时就有了4GB/4KB=1MB（1048576）个表项，如果一个地址是4字节，就需要4MB的内存去存储，就占了4MB/4KB=1024个表项，这是占的很多的。更何况如果是64位下。
因此我们有了多级页表
多级页表
一共要存储1024*1024个表项，我们可以变成第一层存储1024个，第二层再存储1024个。这样看起来很原来的是没有差别的，但是一个程序不能一下使用全部的空间的，只需要几个页表就够了，而这样我们就可以先不用急着把第二层所有的开辟出来。例如我们运行一个12MB的程序，那么将其全部加载到内存也只需要3个页表项，我们也就只需要创建三个页表项。
二级页表的地址转换
对于一级页表我们只需要模4KB即可，就能找到一个页表项。但是现在是双层，第一层只有1024个，那么每个第一层就可以存储1024(第二层的)*4KB的内容，因此我们要模4MB，然后就可以找到第一层，然后再获取中间1024的10位字节，就能得到二级页表的下标，最后就能求得物理地址了。这个流程就是MMU的工作内容
多级页表也是一把双刃剑，增加了地址的计算次数，特别访问地址这个操作是极其频繁的，这会把一点点的性能减小放大的很大。因此有了TLB快表来缓解这个问题。TLB是CPU高速缓存的地址缓存，所有进程共用一个。
因此MMU的工作流程就是先查TLB，然后未命中再去查，最后记录到TLB
缺页异常
如果TLB和页表都没有找到物理页或者存在但没有权限，就会抛出缺页异常。此时需要交给操作系统 PageFaultHandler 来处理
缺页异常有三种情况：
Hard Page Fault（硬件缺页错误） ，这是物理内存中没有对应的物理页，需要CPU打开磁盘设备将数据读取到物理内存中
Soft Page Fault（软件缺页错误），这是物理内存中是存在物理页的，只不过是其他进程调入的，但是它刚好不知道，此时就直接建立映射就行了，这个一般发生在多进程共享内存区域
Invalid Page Fault（无效缺页错误），比如进程访问的地址越界访问，或者空指针解引用，内核就会直接报错，发出信号，如果信号是默认的，直接终止进程。
我直接用解引用来说明一下完整流程，首先执行页表访问，如果TLB没有，就会访问页表，如果访问页表发现没有地址或页表和TLB有且发现权限不足，那么就会发送缺页异常，此时进入内核态，然后处理相关的异常，如果发现是非法操作，那么就会在当前进程的pending表对应信号上标记，等异常处理完后，就会处理pending表，发现有未决信号并处理。
理解new、malloc、写时拷贝？
new malloc内存，系统不会立马分配物理地址，而是只分配虚拟地址，当真正尝试访问物理地址时，就会因为物理地址不存在触发缺页异常，然后分配物理地址建立映射，这时就能正常运行了；
写时拷贝是将物理内存设置为只读的，当有尝试读取操作的时候，就会触发缺页异常，此时检查发现是只读的，就会分配一个新的物理地址并建立映射。
线程的优点
创建一个新线程比创建一个新进程的代价要小很多，不需要创建新的页表，不需要新的地址空间，不需要复制文件描述符表等等
与进程相比，线程的切换操作也小很多，线程切换进程地址空间是不需要切换的，然后就是缓存机制例如TLB也会是性能差异的点，线程切换不需要刷新TLB。大家应该知道缓存命中率吧，高概率的缓存命中率对性能提升是很大的，而地址缓存命中率也是一种。
线程占用的资源要比进程少
能充分利用多处理器的可并行数量
在等待慢速I/0操作结束的同时，程序可执行其他的计算任务
计算密集型应用，为了能在多处理器系统上运行，将计算分解到多个线程中实现
I/O密集型应用，为了提高性能，将I/O操作重叠。线程可以同时等待不同的I/O操作。
线程的缺点
可能的性能损失：如果线程数量比CPU核数多得多，这会导致线程切换更频繁，多了很多无用的开销
健壮性降低：需要更加深入的考虑，在一个多线程程序中，因为内存的分配，访问的模式稍微的差别，就会导致不良影响。而且不易排查
缺乏访问控制：进程是访问控制的基本粒度，在一个线程中调用某些OS函数会对整个进程造成影响。
编程变难：这个应该很容易想得到
线程异常
单个线程如果出现除零，野指针问题导致线程崩溃，进程也会随着崩溃
线程是进程的执行分支，线程出异常，就类似进程出异常，进而触发信号机制，终止进程，进程终止，该进程内的所有线程也就随即退出
这也是线程的一个缺点，一个崩溃，进程就会奔溃，所有线程都会退出
进程VS线程
进程之间独立，线程之间共享进程地址空间
进程是资源分配的单位，线程是调度的单位
线程私有数据
线程ID
一组寄存器和上下文（因为一个线程工作在一个CPU里面，切换线程需要保存）
栈（就是函数栈帧）
线程局部存储
errno（这个在线程局部存储里面）
信号屏蔽字
调度优先级
线程共享数据
文件描述符表
每种信号的处理方式（SIG_IGN、SIG_DFL或者自定义的信号处理函数）
当前工作目录
用户id和组id
Linux线程控制
cpp
#include<pthread.h>
int pthread_create(pthread_t *thread, const pthread_attr_t *attr, void *
(*start_routine)(void*), void *arg);thread作为返回型参数返回线程Id
attr设置线程属性，为空默认属性
start_routine 线程启动时调用的函数
arg 传给线程启动函数的参数
cpp
#include <pthread.h>
// 获取线程ID
pthread_t pthread_self(void);pthread_t的线程Id也可以通过pthread_self来获取 。这个Id不是系统级的id（内核不认识），pthread库底层通过clone系统调用创建线程
cpp
void pthread_exit(void *value_ptr);可以调用pthread_exit终止线程，当然直接函数返回也可以
cpp
int pthread_cancel(pthread_t thread);这个函数可以让某个线程终止，只要传入线程id即可
cpp
int pthread_join(pthread_t thread, void **value_ptr);类似于子进程，线程退出时也有空间没有释放，需要调用此函数等待
1.如果thread线程通过return返回，value_ptr所指向的单元里存放的是thread线程函数的返回值。
2.如果thread线程被别的线程调用pthread_cancel异常终掉，value_ptr所指向的单元里存放的是常
数PTHREAD_CANCELED。
3.如果thread线程是自己调用pthread_exit终止的，value_ptr所指向的单元存放的是传pthread_exit的参数。
4.如果对thread线程的终止状态不感兴趣，可以传NULL给value_ptr参数。
cpp
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>
#include <pthread.h>
void *thread1( void *arg )
{
printf("thread 1 returning ... \n");
int *p = (int*)malloc(sizeof(int));
*p = 1;
return (void*)p;
}
void *thread2( void *arg )
{
printf("thread 2 exiting ...\n");
int *p = (int*)malloc(sizeof(int));
*p = 2;
pthread_exit((void*)p);
} v
oid *thread3( void *arg )
{
while ( 1 ){ //
printf("thread 3 is running ...\n");
sleep(1);
} r
eturn NULL;
} i
nt main( void )
{
pthread_t tid;
void *ret;
// thread 1 return
pthread_create(&tid, NULL, thread1, NULL);
pthread_join(tid, &ret);
printf("thread return, thread id %X, return code:%d\n", tid, *(int*)ret);
free(ret);
// thread 2 exit
pthread_create(&tid, NULL, thread2, NULL);
pthread_join(tid, &ret);
printf("thread return, thread id %X, return code:%d\n", tid, *(int*)ret);
free(ret);
// thread 3 cancel by other
pthread_create(&tid, NULL, thread3, NULL);
sleep(3);
pthread_cancel(tid);
pthread_join(tid, &ret);
if ( ret == PTHREAD_CANCELED )
printf("thread return, thread id %X, return code:PTHREAD_CANCELED\n",
tid);
else
printf("thread return, thread id %X, return code:NULL\n", tid);
}分离线程
默认情况下，新创建的线程是joinable的，线程退出后，需要对其进行pthread_join操作，否则无法释放资源，从而造成系统泄漏。
如果不关心线程的返回值，join是一种负担，这个时候，我们可以告诉系统，当线程退出时，自动释放线程资源。
cpp
int pthread_detach(pthread_t thread);pthread_t类型
本质是进程地址空间上的一个地址
TLS线程局部存储
什么是TLS
每个线程不仅有自己的栈空间，还有自己的线程局部存储，它是线程所独享的，可以被线程单独使用，PCB里面存储了fs寄存器来存储线程局部存储的偏移量。这样当访问某个线程局部内存的时候，只需要fs+地址偏移量就可以访问到内存，因此和访问普通变量地址的效率是几乎一样的。
局部存储声明
这里直接建议使用C++11的thread_local关键字，就能直接声明TLS形式的局部存储变量
cpp
void func(threadCache&x) {
while (true) {
static thread_local int a = 0;
thread_local int b = 0;
x.get()++;
cout << this_thread::get_id() << ":" << x.get()<<" a:"<<++a<<" b: "<<++b << endl;
this_thread::sleep_for(chrono::milliseconds(1500));
}
}这里的a 和 b在局部存储里面是等效的声明方式，在全局如果是static只能本Cpp文件看得到，如果没有声明且加上extern 可以全局看得到，或者使用inline
cpp
class A{
public:
private:
inline thread_local static int a=1;
static inline int b =2;
};在类内使用TLS，必须加上static，因为是存储在每个线程的TLS里的，不能存储在堆区和栈区（如果不加static就成其普通成员变量了）。
局部存储优点
优点很明显，声明的局部存储可以很快的访问，没有线程安全问题，在一些情况下可以极大优化性能。例如在内存池里，可以让每个线程都持有自己的内存池，减少线程之间的冲突
局部存储的缺陷
线程局部存储的大小一般不超过128KB，太大会创建线程失败。
另外如果线程局部存储的内存比较大，在线程创建的时候要为其分配独立的TLS内存块，线程销毁时，也需要释放对应内存，对于频繁创建释放内存的情况可能会成为性能瓶颈
使用thread_local int* p =new int出来的只有p在TLS里面，new出来的内存还是在堆内
注意事项
线程池使用TLS需要注意，线程并没有释放，因此TLS没有释放，如果给线程分配新任务需要注意TLS旧数据不会导致问题
使用时减少TLS的体积
避免高频线程创建
手动管理TLS堆内存，或者使用智能指针
使用thread_local跨平台封装
线程带来的问题
多个线程操作同一个区域的共享资源时，会发生资源抢夺，可能会对数据结构、数据产生不可逆的改变，导致最终可能程序崩溃或者结果不正确。因此光会创建线程是没用的，需要知道怎么进行线程的同步与互斥操作。这也是下一讲的内容