进程、线程与纤程

内核、中断与系统调用（卷 I 4.4.1–4.4.3）

• 内核 (kernel) 是操作系统最底层的核心，内核与驱动运行在内核态（也叫保护模式、特权模式），其他程序（含操作系统的非内核部分）运行在受限的用户态。很多系统实现多级保护环：例如内核在 ring 0、驱动 ring 1、有 I/O 权限的可信程序 ring 2、其余程序 ring 3；环数和分配因 CPU、操作系统而异。
• 内核态可以执行特权指令，如 x86 的 wrmsr（写特定模型寄存器）、cli（关中断），用来控制虚拟内存映射、屏蔽中断等；内核把自己的代码和数据放在用户程序不可写的受保护页中。
• 中断：键盘、外设、定时器等事件触发中断请求 (IRQ)，操作系统暂停当前工作，调用中断服务例程 (ISR)，尽快处理后返回。硬件中断由 CPU 引脚上的电压触发，可能发生在任何时刻；软件中断由中断指令或 CPU 检测到的错误条件触发，后者称为陷阱 (trap) 或「异常」（不要和语言层面的异常处理混淆）。例如除以零会触发软件中断，操作系统通常让程序崩溃并生成 core dump，附加的调试器则可以截获并中断进调试器。
• 系统调用 (kernel call / system call)：用户程序请求内核代为执行特权操作（映射物理页、访问原始网络套接字等）。多数系统通过软件中断实现（MIPS 用 syscall 指令）：参数放到约定位置，发出带编号的中断指令，CPU 提升特权、保存调用者状态、调用对应 ISR，完成后恢复。这也是一种上下文切换。实际中程序调用内核 API 函数，由它封装参数并触发中断，所以系统调用看起来像普通函数调用。

抢占式多任务（卷 I 4.4.4）

• 早期电脑一次只跑一个程序（如 Apple II 程序都是全屏）。大型机上的多道程序 (multiprogramming) 让一个程序在另一个等待外设时运行。
• 经典 Mac OS 和 Windows NT/95 之前的 Windows 用协作式多任务：每个程序定期主动让出 CPU，即时分复用 (TDM)、时间多线程 (TMT)，俗称时间片。问题是一个不让出 CPU 的「流氓」程序会霸占全部时间。
• PDP-6 Monitor 和 Multics 引入抢占式多任务，后被 UNIX 系列和后来的 Mac OS、Windows 采用：由操作系统响应定时硬件中断进行上下文切换，每个程序得到稳定的时间片（称为 quantum）。
• 多核机器上依然需要抢占：线程数通常多于核数，例如 100 个线程、4 个核，每核要在 25 个线程间轮转。

进程（卷 I 4.4.5）

进程是操作系统管理一个正在运行的可执行文件（Windows 的 .exe、Linux 的 .elf）实例的方式，程序退出、被杀或崩溃时进程即被销毁；同一程序可同时有多个进程实例。书中以 UNIX 风格（Linux、BSD、macOS）API 为主说明，Windows 或主机系统差异大时另行注明。内核调度所有进程的所有线程，线程多于核时用抢占式多任务轮转。

• 线程才是基本执行单位：进程只提供环境（虚拟内存映射与所有线程共享的资源）；线程在核上运行时总是处于恰好一个进程的上下文中。
• 虚拟内存映射：每个进程有自己的虚拟页表，因此进程间不会互相破坏内存（除非显式共享页）。映射中通常有：从可执行文件读入的 text/data/BSS 段（机器码可重定位，由操作系统修正地址）、共享库视图、每个线程的调用栈、堆、可能的共享内存页，以及进程不可访问的内核空间。程序启动时内核创建默认线程，为其栈分配页，初始化 SP/BP，从 main()（Windows 下 WinMain()）开始执行。堆的物理页按需分配和归还。地址空间布局见 C++ 内存布局与对齐，页表与 TLB 见 计算机硬件与内存层次。
• 共享库：Windows 的 DLL，PS4 的 PRX（名字来自 PS3 的 PPU Relocatable Executable）。首次需要时载入物理内存并映射，函数与全局变量地址被修补进程序；第二个进程使用时直接映射已载入的物理页，省内存、启动更快。理论上更新库能让所有程序受益，实际上常导致兼容问题（「DLL 地狱」），Windows 用清单 (manifest) 机制缓解。
• 内核页：地址空间分为用户空间和内核空间。32 位 Windows 中用户空间是低 2 GiB（0x0–0x7FFFFFFF），内核占高 2 GiB；64 位 Windows 用户空间为 8 TiB（0x0–0x7FF'FFFFFFFF），0xFFFF0800'00000000 以上 248 TiB 留给内核（不是全部都用上）。注意：书中 64 位 Windows 用户空间 8 TiB 的数字只适用于较早版本；Microsoft Learn「Virtual Address Spaces」(Windows 驱动文档) 给出当前 64 位进程用户空间为 128 TiB（0x000'00000000–0x7FFF'FFFFFFFF）。32 位 Windows 可用 BCDEdit /set increaseuserva 把用户空间扩到最多 3 GiB。用户空间用每进程独立的页表，内核空间用所有进程共享的页表。用户进程访问内核页会触发页错误并崩溃；系统调用切换到特权模式后内核才能访问。Meltdown 和 Spectre 漏洞分别利用乱序执行和推测执行诱使 CPU 访问受保护的页。32 位 Windows 的典型布局：低地址是 text/data/BSS，其上是堆，再上是共享内存页，调用栈在用户空间高端，高 2 GiB 是内核页。
• 各区域实际地址不可预测，部分因为段大小不同，部分因为地址空间布局随机化 (ASLR)。

线程（卷 I 4.4.6）

线程包含：进程内唯一（但不一定全系统唯一）的线程 ID (TID)；调用栈；所有用户态可见的寄存器值（含 IP、BP、SP；不含某些特权态寄存器）；线程局部存储 (TLS)。线程提供执行一条指令流所需的最少资源：调用栈加一组寄存器。

• 线程库：各操作系统都有线程系统调用；可移植的有 POSIX pthread（IEEE 1003.1c）和 C11/C++11 标准线程库；PS4 SDK 的 sce 前缀线程函数几乎直接对应 pthread。基本操作：创建、终止、请求另一线程退出、睡眠、让出 (yield)、等待汇合 (join)。
• 创建与终止：主线程用 pthread_create()、CreateThread() 或 std::thread 创建新线程。线程可以从入口函数返回（主线程从 main() 返回会结束整个进程）、调用 pthread_exit()、被其他线程请求取消（可能延迟响应或忽略，可取消性在创建时决定），或因进程结束被强制终止（主线程从 main() 返回、任一线程调用 exit()、或外部杀掉进程）。
• Join：书中例子把 1000 个计算分 4 份交给 4 个线程，主线程 pthread_join 等全部完成后再对结果做 SHA-1 校验。原书问题：书中代码写 pthread_join(&tid[i], nullptr)，但 POSIX 原型是 int pthread_join(pthread_t thread, void **retval)，应传值 tid[i]；入口函数 void Compute(void*) 也应为 void* Compute(void*) 才符合 pthread_create 的要求（见 man7.org 的 pthread_join(3)、pthread_create(3)）。

等待某个未来事件时有三种选择：

• 上下文切换：内核线程有三种状态：运行 (Running)、可运行 (Runnable)、阻塞 (Blocked)。状态转换就是上下文切换，总在特权模式下发生：抢占的定时中断（运行↔可运行）、显式阻塞调用（→阻塞）、等待条件满足（阻塞→可运行）。

stateDiagram-v2
  Runnable --> Running: 调度
  Running --> Runnable: 时间片用完
  Running --> Blocked: 睡眠/阻塞
  Blocked --> Runnable: 唤醒

上图是内核的线程状态机。离开运行态时，CPU 寄存器存入内核为该线程保留的内存块，回到运行态时恢复。调用栈本身无需保存：它已在进程虚拟内存中，保存 SP/BP 就「免费」保存了栈。如果前后线程属于不同进程，还要切换页表指针（存于特权寄存器）并冲刷 TLB，所以进程间切换比同进程线程间切换更贵。

• 优先级与亲和性：设计初衷是大多数线程用默认优先级公平分享，偶尔有高优先级线程变为可运行时立即运行、尽快结束后把控制交还。Windows 有 6 个优先级类、每类 7 级，组合出 32 个基础优先级。最简单的规则是只要有更高优先级的可运行线程，低优先级线程就不被调度；这会导致饥饿 (starvation)，有些系统为此加入例外规则给饥饿线程一点时间。亲和性 (affinity) 请求内核把线程锁定在某个核，或优先使用某些核。
• TLS：每个线程有私有内存块，例如存放线程私有的内存分配器。TLS 块实际上通常对进程内所有线程可见，不像内核页那样受保护；操作系统把它们映射到不同地址，并提供系统调用让线程取得自己 TLS 块的地址。
• 调试：Visual Studio 的 Threads 窗口列出所有线程，双击激活其执行上下文后，可在 Call Stack 与 Watch 窗口查看，即使线程处于可运行或阻塞态。

纤程（卷 I 4.4.7）

• 实现游戏引擎任务系统时（书中第 8.6.4 节），我们可能希望任务能显式把 CPU 让给其他任务，而不担心被抢占「抽走地毯」，也就是要协作式多任务。纤程就是操作系统提供的这种机制：和线程一样有调用栈和寄存器状态，但从不由内核直接调度，而是在某个线程内部由纤程彼此协作调度。书中以 Windows 纤程为例，PS5 SDK 也有非常相似的 API。
• API：线程调用 ConvertThreadToFiber() 引导出第一个纤程；CreateFiber() 以入口函数创建新纤程；SwitchToFiber() 切换；DeleteFiber() 销毁。
• 状态：只有活跃 (Active) 与非活跃 (Inactive) 两种（Windows 称活跃纤程为线程的「selected」纤程），只能通过 SwitchToFiber() 切换。活跃纤程是否真在核上执行取决于其所在线程的状态。
• 坑：纤程没有阻塞态，等待条件时只能忙等待或 SwitchToFiber 让给别的纤程。在纤程里调用阻塞的系统调用通常是大忌，会让整个线程睡眠，连调度其他纤程都做不到。
• 迁移：纤程只能经过非活跃态在线程间迁移。例：线程 A 中的纤程 F 调用 SwitchToFiber(G) 后变为非活跃；线程 B 中的纤程 H 调用 SwitchToFiber(F)，F 就迁移到了 B。
• 调试：纤程由操作系统提供，调试器应能看到它们，例如 PS4 上 SN Systems 的 VS 插件把纤程显示在 Threads 窗口。作者建议在投入纤程设计前先确认目标平台调试器对纤程的支持，否则可能是一票否决项。

用户级线程与协程（卷 I 4.4.8）

• 书中说线程和纤程由内核提供，操作它们多半要进内核，较「重」。对照：对 Windows 纤程而言这一点不完全成立——WG21 论文 P0866R0 (2019) 称 Windows Fibers 是「用户态协作式线程设施」，Microsoft Learn 的 SwitchToFiber 文档也只描述为保存/恢复纤程状态；纤程切换本身不需要进入内核，代价主要在其他 API 与调试支持上。用户级线程完全在用户空间实现，内核一无所知：每个线程只是一个记录 ID、名字和执行上下文（寄存器与调用栈）的数据结构，运行在操作系统提供的真实线程或纤程之上。关键是用巧妙的汇编实现上下文切换（本质上就是交换寄存器），其余只是数据管理。
• C/C++ 支持不佳：POSIX 曾提供 ucontext.h，现已废弃；Boost 提供可移植的用户级线程库。
• 协程 (Coroutine) 是子例程的推广：子例程只能返回调用者，协程还能让出 (yield) 给另一个协程，执行上下文保留在内存中，下次被让给时从原处继续。子例程是层级调用，协程是对称调用；A、B 互相无限让出也不会让栈无限加深，因为各有私有栈，更像线程间切换，但因在用户空间所以很高效。书中伪代码：生产者协程填满队列后 YieldToCoroutine(Consume)，消费者清空队列后让回生产者。Ruby、Lua、Go 原生提供协程；C++ 可用 Boost（代码库庞大），或参考 Malte Skarupke 的博客自己实现。（补充，非书中内容：C++20 起语言本身提供无栈协程 co_await/co_yield/co_return，与书中所说的有栈用户级线程式协程不同。）
• 「内核线程」的两种含义：(1) Linux 中指内核自己使用、只在特权模式运行的线程，相对地所有在用户态运行的线程都叫用户线程；(2) 指任何由内核知晓并调度的线程，此时「用户线程」只指完全由用户程序管理的控制流（如协程）。按定义 2，纤程介于两者之间：内核知道它并为它维护独立调用栈，但不调度它。
• 延伸阅读（卷 I 4.4.9）：pthread 与 Windows 线程 API 文档、Nikita Ishkov「A Complete Guide to Linux Process Scheduling」、Rob Pike 关于 goroutine 的演讲。

与其他来源的关系

UE5 任务系统 的官方文档说 5.5 起放弃「等待时执行其他任务」的忙等待，改为唤醒额外线程（超额订阅）；GEA 这里则从操作系统角度说明纤程为何适合任务系统、以及纤程中阻塞调用的危险。两者都指向同一点：任务系统中的「等待」必须小心设计，具体做法不同。