Linux 线程
现在我们来讨论一下 Linux 中的线程，线程是轻量级的进程，想必这句话你已经听过很多次了，轻量级体现在所有的进程切换都需要清除所有的表、进程间的共享信息也比较麻烦，一般来说通过管道或者共享内存，如果是 fork 函数后的父子进程则使用共享文件，然而线程切换不需要像进程一样具有昂贵的开销，而且线程通信起来也更方便。线程分为两种：用户级线程和内核级线程
用户级线程
用户级线程避免使用内核，通常，每个线程会显示调用开关，发送信号或者执行某种切换操作来放弃 CPU，同样，计时器可以强制进行开关，用户线程的切换速度通常比内核线程快很多。在用户级别实现线程会有一个问题，即单个线程可能会垄断 CPU 时间片，导致其他线程无法执行从而 饿死。如果执行一个 I/O 操作，那么 I/O 会阻塞，其他线程也无法运行。
一种解决方案是，一些用户级的线程包解决了这个问题。可以使用时钟周期的监视器来控制第一时间时间片独占。然后，一些库通过特殊的包装来解决系统调用的 I/O 阻塞问题，或者可以为非阻塞 I/O 编写任务。
内核级线程
内核级线程通常使用几个进程表在内核中实现，每个任务都会对应一个进程表。在这种情况下，内核会在每个进程的时间片内调度每个线程。
所有能够阻塞的调用都会通过系统调用的方式来实现，当一个线程阻塞时，内核可以进行选择，是运行在同一个进程中的另一个线程（如果有就绪线程的话）还是运行一个另一个进程中的线程。
从用户空间 -> 内核空间 -> 用户空间的开销比较大，但是线程初始化的时间损耗可以忽略不计。这种实现的好处是由时钟决定线程切换时间，因此不太可能将时间片与任务中的其他线程占用时间绑定到一起。同样，I/O 阻塞也不是问题。
混合实现
结合用户空间和内核空间的优点，设计人员采用了一种内核级线程的方式，然后将用户级线程与某些或者全部内核线程多路复用起来
在这种模型中，编程人员可以自由控制用户线程和内核线程的数量，具有很大的灵活度。采用这种方法，内核只识别内核级线程，并对其进行调度。其中一些内核级线程会被多个用户级线程多路复用。
Linux 调度
下面我们来关注一下 Linux 系统的调度算法，首先需要认识到，Linux 系统的线程是内核线程，所以 Linux 系统是基于线程的，而不是基于进程的。
为了进行调度，Linux 系统将线程分为三类
- 实时先入先出
- 实时轮询
- 分时
实时先入先出线程具有最高优先级，它不会被其他线程所抢占，除非那是一个刚刚准备好的，拥有更高优先级的线程进入。实时轮转线程与实时先入先出线程基本相同，只是每个实时轮转线程都有一个时间量，时间到了之后就可以被抢占。如果多个实时线程准备完毕，那么每个线程运行它时间量所规定的时间，然后插入到实时轮转线程末尾。
“注意这个实时只是相对的，无法做到绝对的实时，因为线程的运行时间无法确定。它们相对分时系统来说，更加具有实时性
Linux 系统会给每个线程分配一个 nice 值，这个值代表了优先级的概念。nice 值默认值是 0 ，但是可以通过系统调用 nice 值来修改。修改值的范围从 -20 - +19。nice 值决定了线程的静态优先级。一般系统管理员的 nice 值会比一般线程的优先级高，它的范围是 -20 - -1。
下面我们更详细的讨论一下 Linux 系统的两个调度算法，它们的内部与调度队列(runqueue) 的设计很相似。运行队列有一个数据结构用来监视系统中所有可运行的任务并选择下一个可以运行的任务。每个运行队列和系统中的每个 CPU 有关。
Linux O(1) 调度器是历史上很流行的一个调度器。这个名字的由来是因为它能够在常数时间内执行任务调度。在 O(1) 调度器里，调度队列被组织成两个数组，一个是任务正在活动的数组，一个是任务过期失效的数组。如下图所示，每个数组都包含了 140 个链表头，每个链表头具有不同的优先级。
大致流程如下：
调度器从正在活动数组中选择一个优先级最高的任务。如果这个任务的时间片过期失效了，就把它移动到过期失效数组中。如果这个任务阻塞了，比如说正在等待 I/O 事件，那么在它的时间片过期失效之前，一旦 I/O 操作完成，那么这个任务将会继续运行，它将被放回到之前正在活动的数组中，因为这个任务之前已经消耗一部分 CPU 时间片，所以它将运行剩下的时间片。当这个任务运行完它的时间片后，它就会被放到过期失效数组中。一旦正在活动的任务数组中没有其他任务后，调度器将会交换指针，使得正在活动的数组变为过期失效数组，过期失效数组变为正在活动的数组。使用这种方式可以保证每个优先级的任务都能够得到执行，不会导致线程饥饿。
在这种调度方式中，不同优先级的任务所得到 CPU 分配的时间片也是不同的，高优先级进程往往能得到较长的时间片，低优先级的任务得到较少的时间片。
这种方式为了保证能够更好的提供服务，通常会为 交互式进程 赋予较高的优先级，交互式进程就是用户进程。
Linux 系统不知道一个任务究竟是 I/O 密集型的还是 CPU 密集型的，它只是依赖于交互式的方式，Linux 系统会区分是静态优先级 还是 动态优先级。动态优先级是采用一种奖励机制来实现的。奖励机制有两种方式：奖励交互式线程、惩罚占用 CPU 的线程。在 Linux O(1) 调度器中，最高的优先级奖励是 -5，注意这个优先级越低越容易被线程调度器接受，所以最高惩罚的优先级是 +5。具体体现就是操作系统维护一个名为 sleep_avg 的变量，任务唤醒会增加 sleep_avg 变量的值，当任务被抢占或者时间量过期会减少这个变量的值，反映在奖励机制上。
“O(1) 调度算法是 2.6 内核版本的调度器，最初引入这个调度算法的是不稳定的 2.5 版本。早期的调度算法在多处理器环境中说明了通过访问正在活动数组就可以做出调度的决定。使调度可以在固定的时间 O(1) 完成。
O(1) 调度器使用了一种 启发式 的方式，这是什么意思？
“在计算机科学中，启发式是一种当传统方式解决问题很慢时用来快速解决问题的方式，或者找到一个在传统方法无法找到任何精确解的情况下找到近似解。
O(1) 使用启发式的这种方式，会使任务的优先级变得复杂并且不完善，从而导致在处理交互任务时性能很糟糕。
为了改进这个缺点，O(1) 调度器的开发者又提出了一个新的方案，即 公平调度器(Completely Fair Scheduler, CFS)。CFS 的主要思想是使用一颗红黑树作为调度队列。
“数据结构太重要了。
CFS 会根据任务在 CPU 上的运行时间长短而将其有序地排列在树中，时间精确到纳秒级。下面是 CFS 的构造模型
CFS 的调度过程如下：
CFS 算法总是优先调度哪些使用 CPU 时间最少的任务。最小的任务一般都是在最左边的位置。当有一个新的任务需要运行时，CFS 会把这个任务和最左边的数值进行对比，如果此任务具有最小时间值，那么它将进行运行，否则它会进行比较，找到合适的位置进行插入。然后 CPU 运行红黑树上当前比较的最左边的任务。
在红黑树中选择一个节点来运行的时间可以是常数时间，但是插入一个任务的时间是 O(loog(N))，其中 N 是系统中的任务数。考虑到当前系统的负载水平，这是可以接受的。
调度器只需要考虑可运行的任务即可。这些任务被放在适当的调度队列中。不可运行的任务和正在等待的各种 I/O 操作或内核事件的任务被放入一个等待队列中。等待队列头包含一个指向任务链表的指针和一个自旋锁。自旋锁对于并发处理场景下用处很大。
Linux 系统中的同步
下面来聊一下 Linux 中的同步机制。早期的 Linux 内核只有一个 大内核锁(Big Kernel Lock,BKL) 。它阻止了不同处理器并发处理的能力。因此，需要引入一些粒度更细的锁机制。
Linux 提供了若干不同类型的同步变量，这些变量既能够在内核中使用，也能够在用户应用程序中使用。在地层中，Linux 通过使用 atomic_set 和 atomic_read 这样的操作为硬件支持的原子指令提供封装。硬件提供内存重排序，这是 Linux 屏障的机制。
具有高级别的同步像是自旋锁的描述是这样的，当两个进程同时对资源进行访问，在一个进程获得资源后，另一个进程不想被阻塞，所以它就会自旋，等待一会儿再对资源进行访问。Linux 也提供互斥量或信号量这样的机制，也支持像是 mutex_tryLock 和 mutex_tryWait 这样的非阻塞调用。也支持中断处理事务，也可以通过动态禁用和启用相应的中断来实现。
Linux 启动
下面来聊一聊 Linux 是如何启动的。
当计算机电源通电后，BIOS会进行开机自检(Power-On-Self-Test, POST)，对硬件进行检测和初始化。因为操作系统的启动会使用到磁盘、屏幕、键盘、鼠标等设备。下一步，磁盘中的第一个分区，也被称为 MBR(Master Boot Record) 主引导记录，被读入到一个固定的内存区域并执行。这个分区中有一个非常小的，只有 512 字节的程序。程序从磁盘中调入 boot 独立程序，boot 程序将自身复制到高位地址的内存从而为操作系统释放低位地址的内存。
复制完成后，boot 程序读取启动设备的根目录。boot 程序要理解文件系统和目录格式。然后 boot 程序被调入内核，把控制权移交给内核。直到这里，boot 完成了它的工作。系统内核开始运行。
内核启动代码是使用汇编语言完成的，主要包括创建内核堆栈、识别 CPU 类型、计算内存、禁用中断、启动内存管理单元等，然后调用 C 语言的 main 函数执行操作系统部分。
这部分也会做很多事情，首先会分配一个消息缓冲区来存放调试出现的问题，调试信息会写入缓冲区。如果调试出现错误，这些信息可以通过诊断程序调出来。
然后操作系统会进行自动配置，检测设备，加载配置文件，被检测设备如果做出响应，就会被添加到已链接的设备表中，如果没有相应，就归为未连接直接忽略。
配置完所有硬件后，接下来要做的就是仔细手工处理进程0，设置其堆栈，然后运行它，执行初始化、配置时钟、挂载文件系统。创建 init 进程(进程 1 ) 和 守护进程(进程 2)。
init 进程会检测它的标志以确定它是否为单用户还是多用户服务。在前一种情况中，它会调用 fork 函数创建一个 shell 进程，并且等待这个进程结束。后一种情况调用 fork 函数创建一个运行系统初始化的 shell 脚本（即 /etc/rc）的进程，这个进程可以进行文件系统一致性检测、挂载文件系统、开启守护进程等。
然后 /etc/rc 这个进程会从 /etc/ttys 中读取数据，/etc/ttys 列出了所有的终端和属性。对于每一个启用的终端，这个进程调用 fork 函数创建一个自身的副本，进行内部处理并运行一个名为 getty 的程序。
getty 程序会在终端上输入
login:
等待用户输入用户名，在输入用户名后，getty 程序结束，登陆程序 /bin/login 开始运行。login 程序需要输入密码，并与保存在 /etc/passwd 中的密码进行对比，如果输入正确，login 程序以用户 shell 程序替换自身，等待第一个命令。如果不正确，login 程序要求输入另一个用户名。
整个系统启动过程如下
