Linux 内核级线程修改。文本区？

我不太理解用户级线程和内核级线程之间的区别。这就是我目前所知道的：

内核级线程

优点：

• 如果我们有多个处理器/内核，我们实际上可以同时运行线程（真正的并行性，因为内核调度器可以控制线程）
• 阻塞线程（例如I/O操作）不会阻塞所有线程

缺点：

• 上下文切换是在内核中进行的（这意味着它比在用户空间中慢）

用户级线程

优点：

• 更快的上下文切换
• 可以在应用程序中计划调度（而不是通过OS调度器）

缺点：

• 内核对线程一无所知，因此进程最多只能一次使用一个处理器/内核
• 如果一个线程发出阻塞调用，所有线程将再次被阻塞，因为内核不知道线程的存在，并且调度程序将向处理器/内核提供其他进程访问权限，即使此程序中的其他线程可以运行

据我目前所知，我无法回答这个问题：

创建内核级线程时，进程的.text（代码区域）如何修改

我的直觉告诉我，它不会改变，因为线程共享相同的地址空间，因此.text区域不会改变。我发现支持这个答案的另一个原因是.text区域是只读的。此外，所有其他区域将保持不变（.bss、heap等）。唯一会改变的是堆栈

然而，我想确定这是正确的答案

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注意：我主要讨论linux内核上的线程（对windows线程了解不多）

用户级线程在linux中实际上并不存在。无论何时使用pthread_创建新线程，都会创建相应的内核级线程。使用

strace

应该很清楚，无论何时创建新线程，都会调用

clone（）

系统调用

在任何情况下，所有线程都共享.text、.data和.bss节。

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他们唯一不共享的是他们的堆栈。（是的，是的，还有线程局部变量。我们不要讨论这个。）

Linux中实际上不存在用户级线程。无论何时使用pthread_创建新线程，都会创建相应的内核级线程。使用

strace

应该很清楚，无论何时创建新线程，都会调用

clone（）

系统调用

在任何情况下，所有线程都共享.text、.data和.bss节。

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他们唯一不共享的是他们的堆栈。（是的，是的，还有线程局部变量。我们不要讨论这个。）

这里可能会询问4种不同类型的线程

由内核本身创建的线程，用于处理后台任务

由

fork（）

syscall分叉的进程

pthread线程，由用户使用Linux

clone（）

syscall创建，但由内核管理

完全在内核调度程序之外运行的“绿色”线程

下面的回答假设本文中提到的“用户级”线程是pthread类型，而不是“绿色”类型

编辑：我认为@Hristo是正确的，OP谈论的是“绿色”线程，或者混淆了两者

这个答案假设您谈论的是使用

pthread\u create（）

创建的线程。还有一些是由用户空间调度的，内核不知道的。我将把我的答案留给后人

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用户线程==绿色线程

所谓的“绿色线程”根据定义是完全由VM处理而不涉及内核的线程

“用户级”内核对线程一无所知，因此最多一次进程将使用一个处理器/内核

对

如果一个线程发出阻塞调用，所有线程将再次被阻塞，因为内核不知道线程的存在

不会。只要使用正确的原语，阻塞调用就会导致线程进入等待队列，并运行另一个绿色线程

创建内核级线程时，进程的.text（代码区域）如何修改

在绿色线程中，它们都使用相同的代码区域

此外，所有其他区域将保持不变（.bss、heap等）

对

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用户线程==pthreads

使用

pthread\u create（）

“用户线程”，它们与“内核”线程之间几乎没有区别。linux内核使用

clone（）

系统调用将用户级线程作为单独的内核进程来实现

clone（）

创建一个与父进程使用相同内存空间的新进程，而

fork（）

使用父进程内存的副本创建一个新进程

“用户级”内核对线程一无所知，因此最多一次进程将使用一个处理器/内核

不，这是不对的。内核与任何其他进程一样管理用户级线程，因为它具有上下文切换和在多个CPU上调度各种用户级线程的能力，等等

如果一个线程发出阻塞调用，所有线程将再次被阻塞，因为内核不知道线程的存在

否，一个线程可以阻塞，其他线程将继续运行。同样，这属于pthread样式的线程

创建内核级线程时，进程的.text（代码区域）如何修改

创建新线程时，它将继承其父线程的内存分段表。