Linux 調度系統全景指南 -下篇-

本文主要是講 Linux 的調度系統, 由於全部內容太多，分三部分來講，本篇是下篇（主要線程和進程），上篇請看（CPU 和中斷）：Linux 調度系統全景指南 (上篇)，調度可以說是操作系統的靈魂，爲了讓 CPU 資源利用最大化，Linux 設計了一套非常精細的調度系統，對大多數場景都進行了很多優化，系統擴展性強，我們可以根據業務模型和業務場景的特點，有針對性的去進行性能優化，在保證客戶網絡帶寬前提下，隔離客戶互相之間的干擾影響，提高 CPU 利用率，降低單位運算成本，提高市場競爭力。歡迎大家相互交流學習！

目錄

進程

 一般定義是操作系統對一個正在運行的程序的一種抽象， 是運行資源的管理單位（虛擬內存空間，文件句柄，全局變量，信號等運行資源），是操作系統資源分配的最小單位。在 linux 系統下，無論是進程，還是線程，到了內核裏面，我們統一都叫任務（Task），由一個統一的結構 task_struct 進行管理：

詳細結構：

大體分爲下面幾類：

進程運行空間

Linux 按照特權等級，把進程的運行空間分爲內核空間和用戶空間，分別對應着下圖中， CPU 特權等級的 Ring 0 和 Ring 3。

進程內存空間（x86_64）

各個分區的意義：

內核空間：

在 32 位系統中，Linux 會留 1G 空間給內核，用戶進程是無法訪問的，用來存放進程相關數據和內存數據，內核代碼等；在 64 位系統裏面，Linux 會採用最低 48 位來表示虛擬內存，這可通過 /proc/cpuinfo 來查看 address sizes :

address sizes :

36 bits physical, 48 bits virtual，總的虛擬地址空間爲 256TB(2^48)，在這 256TB 的虛擬內存空間中, 0000000000000000 - 00007fffffffffff(128TB) 爲用戶空間，ffff800000000000 - ffffffffffffffff(128TB) 爲內核空間, 剩下的是用戶內存空間：

stack 棧區：

專門用來實現函數調用 - 棧結構的內存塊。相對空間下（可以設置大小，Linux 一般默認是 8M，可通過 ulimit –s 查看），系統自動管理，從高地址往低地址，向下生長。

內存映射區：

包括文件映射和匿名內存映射， 應用程序的所依賴的動態庫，會在程序執行時候，加載到內存這個區域，一般包括數據（data）和代碼（text）; 通過 mmap 系統調用，可以把特定的文件映射到內存中，然後在相應的內存區域中操作字節來訪問文件內容，實現更高效的 IO 操作；匿名映射，在 glibc 中 malloc 分配大內存的時候會用到匿名映射。這裏所謂的 “大” 表示是超過了 MMAP_THRESHOLD 設置的字節數，它的缺省值是 128 kB，可以通過 mallopt() 去調整這個設置值。還可以用於進程間通信 IPC（共享內存）。

heap 堆區：

主要用於用戶動態內存分配，空間大，使用靈活，但需要用戶自己管理，通過 brk 系統調用控制堆的生長，向高地址生長。

BBS 段和 DATA 段：

用於存放程序全局數據和靜態數據，一般未初始化的放在 BSS 段（統一初始化爲 0，不佔程序文件的空間），初始化的放在 data 段，只讀數據放在 rodata 段（常量存儲區）。

text 段：

主要存放程序二進制代碼。

進程調度

進程狀態機

進程是一個動態的概念，是應用程序當前正在運行的一個實例, 在進程的整個生命週期中，它會處於不同的狀態，並且在不同狀態之間轉化：

R (TASK_RUNNING)-- 執行狀態

只有在該狀態的進程纔可能在 CPU 上運行。而同一時刻可能有多個進程處於可執行狀態，這些進程的 task_struct 結構（進程控制塊）被放入對 應 CPU 的可執行隊列中（一個 task 最多隻能出現在一個 CPU 的可執行隊列中）。進程調度器的任務就是從各個 CPU 的可執行隊列中分別選擇一個 task 在該 CPU 上運行。很多操作系統教科書將正在 CPU 上執行的進程定義爲 RUNNING 狀態，而將可執行但是尚未被調度執行的進程定義爲 READY 狀態，這兩種狀態在 linux 下統一爲 TASK_RUNNING 狀態。

S (TASK_INTERRUPTIBLE)-- 可中斷的睡眠狀態

處於這個狀態的進程因爲等待某個事件的發生（比如等待 socket 連接、等待信號量，等待鎖），而被掛起。這些進程的 task_struct 結構被放入對應事件的等待隊列中。當這些事件發生時（由外部中斷觸發、或由其他進程觸發），對應的等待隊列中的一個或多個進程將被喚醒。通過 ps 命令我們會看到，一般情況下，進程列表中的絕大多數進程都處於 TASK_INTERRUPTIBLE 狀態（除非機器的負載很高）。畢竟 CPU 就一兩個，進程動輒幾十上百個，如果不是絕大多數進程都在睡眠，CPU 又怎麼響應得過來。

T (TASK_STOPPED or TASK_TRACED)-- 暫停狀態或跟蹤狀態

向進程發送一個 SIGSTOP 信號，它就會因響應該信號而進入 TASK_STOPPED 狀態（除非該進程本身處於 TASK_UNINTERRUPTIBLE 狀態而不響應信號）。（SIGSTOP 與 SIGKILL 信號一樣，是非常強制的。不允許用戶進程通過 signal 系列的系統調用重新設置對應的信號處理函數。）向進程發送一個 SIGCONT 信號，可以讓其從 TASK_STOPPED 狀態恢復到 TASK_RUNNING 狀態。

Z (TASK_DEAD - EXIT_ZOMBIE)-- 退出狀態

進程成爲殭屍進程。當父進程遺漏了用 wait() 函數等待已終止的子進程時，子進程就會進入一種無父進程的狀態，此時子進程就是殭屍進程。

D (TASK_UNINTERRUPTIBLE)-- 不可中斷的睡眠狀態

TASK_INTERRUPTIBLE 狀態類似，進程處於睡眠狀態，但是此刻進程是不可中斷的。不可中斷，指的並不是 CPU 不響應外部硬件的中斷，而是指進程不響應異步信號。絕大多數情況下，進程處在睡眠狀態時，總是應該能夠響應異步信號的。否則你將驚奇的發現，kill -9 竟然殺不死一個正在睡眠的進程了！於是我們也很好理解，爲什麼 ps 命令看到的進程幾乎不會出現 TASK_UNINTERRUPTIBLE 狀態，而總是 TASK_INTERRUPTIBLE 狀態。而 TASK_UNINTERRUPTIBLE 狀態存在的意義就在於，內核的某些處理流程是不能被打斷的。如果響應異步信號，程序的執行流程中就會被插入一段用於處理異步信號的流程（這個插入的流程可能只存在於內核態，也可能延伸到用戶態），於是原有的流程就被中斷了。

進程上下文切換

上下文切換 (有時也稱做進程切換或任務切換)：是指 CPU 從一個進程或線程切換到另一個進程或線程。簡潔描述一下，上下文切換可以認爲是內核（操作系統的核心）在 CPU 上對於進程（包括線程）進行以下的活動：

  1. 掛起一個進程，將這個進程在 CPU 中的狀態（上下文）存儲於內存中的某處；

  2. 在內存中檢索下一個進程的上下文並將其在 CPU 的寄存器中恢復；

  3. 跳轉到程序計數器所指向的位置（即跳轉到進程被中斷時的代碼行），以恢復該進程。

因此上下文是指某一時間點 CPU 寄存器和程序計數器的內容，廣義上還包括內存中進程的虛擬地址映射信息。上下文切換隻能發生在內核態中，上下文切換通常是計算密集型的。也就是說，它需要相當可觀的處理器時間，在每秒幾十上百次的切換中，每次切換都需要納秒量級的時間。所以，上下文切換對系統來說意味着消耗大量的 CPU 時間，事實上，可能是操作系統中時間消耗最大的操作。Linux 相比與其他操作系統（包括其他類 Unix 系統）有很多的優點，其中有一項就是，其上下文切換和模式切換的時間消耗非常少。

進程優先級

  1. 進程的優先級有動態優先級和靜態優先級決定;

  2. 它是決定進程在 CPU 的執行順序的數字;

  3. 優先級越高被 CPU 執行的概率越大;

  4. 內核採用啓發式算法決定是開啓或者關閉動態優先級，可以通過修改 nice 級別直接修改進程的靜態優先級，而獲取更多 CPU 執行時間;

  5. Linux 支持的 nice 級別從 19（最低優先級）到 - 20（最高優先級），默認只是 0。只有 root 身份的用戶才能把進程的 nice 級別調整爲負數（讓其具備較高優先級）。

時間片

調度框架

實際上進程是資源管理的單位，線程纔是調度的單位，內核統稱爲任務調度。操作系統最重要的任務就是把系統中的 task 調度到各個 CPU 上去執行， 不同的任務有不同的需求，因此我們需要對任務進行分類：一種是普通進程，另外一種是實時進程。對於實時進程，毫無疑問快速響應的需求是最重要的，而對於普通進程，我們需要兼顧前三點的需求。相信你也發現了，這些需求是互相沖突的，對於這些 time-sharing 的普通進程如何平衡設計呢？這裏需要進一步將普通進程細分爲交互式進程（interactive processs）和批處理進程（batch process）。交互式進程需要和用戶進行交流，因此對調度延遲比較敏感，而批處理進程屬於那種在後臺默默幹活的，因此它更注重 throughput 的需求。當然，無論如何，分享時間片的普通進程還是需要兼顧公平，不能有人大魚大肉，有人連湯都喝不上。爲了達到這些設計目標，調度器必須要考慮某些調度因素，比如說 “優先級”、“時間片” 等。在 Linux 內核中，優先級就是實時進程調度的主要考慮因素。而對於普通進程，如何細分時間片則是調度器的核心思考點。過大的時間片會嚴重損傷系統的響應延遲，讓用戶明顯能夠感知到延遲，卡頓，從而影響用戶體驗。較小的時間片雖然有助於減少調度延遲，但是頻繁的切換對系統的 throughput 會造成嚴重的影響。因爲這時候大部分的 CPU 時間用於進程切換，而忘記了它本來的功能其實就是推動任務的執行。由於 Linux 是一個通用操作系統，它的目標是星辰大海，既能運行在嵌入式平臺上，又能在服務器領域中獲得很好的性能表現，此外在桌面應用場景中，也不能讓用戶有較差的用戶體驗。Linux 任務調度算法核心就是解決調度優化問題：

（1）公平：對於 time-sharing 的進程，保證每個進程得到合理的 CPU 時間。

（2）高效：使 CPU 保持忙碌狀態，即總是有進程在 CPU 上運行。

（3）響應時間：使交互用戶的響應時間儘可能短。

（4）週轉時間：使批處理用戶等待輸出的時間儘可能短。

（5）吞吐量：使單位時間內處理的進程數量儘可能多。

Linux 調度器採用了模塊化設計的思想，從而把進程調度的軟件分成了兩個層次，一個是 core scheduler layer，另外一個是 specific scheduler layer：

從功能層面上看，進程調度仍然分成兩個部分，第一個部分是通過負載均衡模塊將各個 runnable task 根據負載情況平均分配到各個 CPU runqueue 上去。第二部分的功能是在各個 CPU 的 Main scheduler 和 Tick scheduler 的驅動下進行單個 CPU 上的調度。調度器處理的 task 各不相同，有 RT task，有 normal task，有 Deal line task，但是無論哪一種 task，它們都有共同的邏輯，這部分被抽象成 Core scheduler layer，同時各種特定類型的調度器定義自己的 sched_class，並以鏈表的形式加入到系統中。這樣的模塊化設計可以方便用戶根據自己的場景定義 specific scheduler，而不需要改動 Core scheduler layer 的邏輯。

2 個調度器

可以用兩種方法來激活調度：

調度策略

linux 內核目前實現了 6 種調度策略 (即調度算法)，用於對不同類型的進程進行調度， 或者支持某些特殊的功能：

調度器類

調度類順序

調度實體

這種一般性要求調度器不直接操作進程，而是處理可調度實體， 因此需要一個通用的數據結構描述這個調度實體，即 seched_entity 結構， 其實際上就代表了一個調度對象，可以是一個進程，也可以是一個進程組，linux 中針對當前可調度的實時和非實時進程，定義了類型爲 seched_entity 的 3 個調度實體:

調度類算法

CFS（Completely Fair Scheduler）算法（完全公平調度器，對於普通進程）

Realtime Scheduler（實時）

實時系統是這樣的一種計算系統：當事件發生後，它必須在確定的時間範圍內做出響應。在實時系統中，產生正確的結果不僅依賴於系統正確的邏輯動作，而且依賴於邏輯動作的時序。換句話說，當系統收到某個請求，會做出相應的動作以響應該請求，想要保證正確地響應該請求，一方面邏輯結果要正確，更重要的是需要在最後期限（deadline）內作出響應。如果系統未能在最後期限內進行響應，那麼該系統就會產生錯誤或者缺陷。在多任務操作系統中（如 Linux），實時調度器（realtime scheduler）負責協調實時任務對 CPU 的訪問，以確保系統中所有的實時任務在其 deadline 內完成，爲了滿足實時任務的調度需求，Linux 提供了兩種實時調度器：POSIX realtime scheduler（後文簡稱 RT 調度）和 deadline scheduler（後文簡稱 DL 調度器）。

實時進程的優先級範圍 [0~99] 都高於普通進程[100~139]，始終優先於普通進程得到運行，爲了防止普通進程飢餓，Linux kernel 有一個 RealTime Throttling 機制，就是爲了防止 CPU 消耗型的實時進程霸佔所有的 CPU 資源而造成整個系統失去控制。它的原理很簡單，就是保證無論如何普通進程都能得到一定比例（默認 5%）的 CPU 時間，可以通過兩個內核參數來控制：

Deadline Task Scheduling

Stop_Sched_Class

stop_sched_class 用於停止 CPU, 一般在 SMP 系統上使用， 用以實現負載平衡和 CPU 熱插拔. 這個類有最高的調度優先級, stop 調度器類實現了 Unix 的 stop_machine 特性, stop_machine 是一個通信信號 : 在 SMP 的情況下相當於暫時停止其他的 CPU 的運行, 它讓一個 CPU 繼續運行，而讓所有其他 CPU 空閒。在單 CPU 的情況下這個東西就相當於關中斷。一般來說，內核會在如下情況下使用 stop_machine 技術:

Idle_Sched_Class

idle 任務會被任意進程搶佔，其專屬調度器類爲 idle-task，當 CPU 沒有任務空閒時，默認的 idle 實現是 hlt 指令，hlt 指令使 CPU 處於暫停狀態，等待硬件中斷髮生的時候恢復，從而達到節能的目的。即從處理器 C0 態變到 C1 態 (見 ACPI 標準)，讓 CPU 置爲 WFI（Wait for interrupt）低功耗狀態，以節省功耗，多 cpu 系統中每個 cpu 一個 idle 進程。

組調度

linux 內核實現了 control group 功能（cgroup，since linux 2.6.24），可以支持將進程分組，然後按組來劃分各種資源。比如：group-1 擁有 30% 的 CPU 和 50% 的磁盤 IO、group-2 擁有 10% 的 CPU 和 20% 的磁盤 IO、等等。cgroup 支持很多種資源的劃分，CPU 資源就是其中之一，這就引出了組調度,

linux 內核中，傳統的調度程序是基於進程來調度的, 以進程爲單位來瓜分 CPU 資源，如果我們想把進程進行分組，以進程組進行瓜分 CPU 資源，Linux 實現了組調度架構來實現這個需求：

                          Linux 組調度實現架構

組的調度策略

組調度的主要針對 rt（實時調度）和 cfs（完全公平調度）兩種類別：

實時進程的組調度

實時進程是對 CPU 有着實時性要求的進程，它的優先級是跟具體任務相關的，完全由用戶來定義的。調度器總是會選擇優先級最高的實時進程來運行，發展到組調度，組的優先級就被定義爲 “組內最高優先級的進程所擁有的優先級。

普通進程的組調度支持 (Fair Group Scheduling)

2.6.23 引入的 CFS 調度器對所有進程完全公平對待。但是依然有個問題：設想當前機器有 2 個用戶，有一個用戶跑着 9 個進程，且都是 CPU 密集型進程；另一個用戶只跑着一個 X 進程，是交互性進程。從 CFS 的角度看，它將平等對待這 10 個進程，結果導致的是跑 X 進程的用戶受到不公平對待，他只能得到約 10% 的 CPU 時間，讓他的體驗相當差。基於此，組調度的概念被引入 [6]。CFS 處理的不再是一個進程的概念，而是調度實體(sched entity)，一個調度實體可以只包含一個進程，也可以包含多個進程。因此，上述例子的困境可以這麼解決：分別爲每個用戶建立一個組，組裏放該用戶所有進程，從而保證用戶間的公平性。該功能是基於控制組(control group, cgroup) 的概念，需要內核開啓 CGROUP 的支持纔可使用。

信號處理

信號機制是進程之間相互傳遞消息的一種方法，信號全稱爲軟中斷信號，也有人稱作軟中斷。從它的命名可以看出，它的實質和使用很像中斷。所以，信號可以說是進程控制的一部分:

信號分類：

（1） 與進程終止相關的信號。當進程退出，或者子進程終止時，發出這類信號。 
（2） 與進程例外事件相關的信號。如進程越界，或企圖寫一個只讀的內存區域（如程序正文區），或執行一個特權指令及其他各種硬件錯誤。 
（3） 與在系統調用期間遇到不可恢復條件相關的信號。如執行系統調用 exec 時，原有資源已經釋放，而目前系統資源又已經耗盡。 
（4） 與執行系統調用時遇到非預測錯誤條件相關的信號。如執行一個並不存在的系統調用。 
（5） 在用戶態下的進程發出的信號。如進程調用系統調用 kill 向其他進程發送信號。 
（6） 與終端交互相關的信號。如用戶關閉一個終端，或按下 break 鍵等情況。 
（7） 跟蹤進程執行的信號。 

多線程信號處理：

  1. 不要在線程的信號掩碼中阻塞不能被忽略處理的兩個信號 SIGSTOP 和 SIGKILL。

  2. 不要在線程的信號掩碼中阻塞 SIGFPE、SIGILL、SIGSEGV、SIGBUS。

  3. 確保 sigwait() 等待的信號集已經被進程中所有的線程阻塞。

  4. 在主線程或其它工作線程產生信號時，必須調用 kill() 將信號發給整個進程，而不能使用 pthread_kill() 發送某個特定的工作線程，否則信號處理線程無法接收到此信號。

  5. 因爲 sigwait（）使用了串行的方式處理信號的到來，爲避免信號的處理存在滯後，或是非實時信號被丟失的情況，處理每個信號的代碼應儘量簡潔、快速，避免調用會產生阻塞的庫函數。

**         線程**

線程（英語：thread）是操作系統能夠進行運算調度的最小單位。大部分情況下，它被包含在進程之中，是進程中的實際運作單位。一條線程指的是進程中一個單一順序的控制流，一個進程中可以併發多個線程，每條線程並行執行不同的任務。在 Unix System V 及 SunOS 中也被稱爲輕量進程（lightweight processes），但輕量進程更多指內核線程（kernel thread），而把用戶線程（user thread）稱爲線程。一個進程的組成實體可以分爲兩大部分：線程集和資源集。進程中的線程是動態的對象；代表了進程指令的執行。資源，包括地址空間、打開的文件、用戶信息等等，由進程內的線程共享。

                              線程和進程的關係

根據操作系統內核是否對線程可感知，可以把線程分爲內核線程和用戶線程

分類的標準主要是線程的調度者在覈內還是在覈外。前者更利於併發使用多處理器的資源，而後者則更多考慮的是上下文切換開銷。Linux 內核只提供了輕量進程的支持，限制了更高效的線程模型的實現，但 Linux 着重優化了進程的調度開銷，一定程度上也彌補了這一缺陷。目前最流行的線程機制 LinuxThreads 所採用的就是 “線程 - 進程” 一對一模型（還存在多對一，多對多模型）用戶級實現一個包括信號處理在內的線程管理機制。

        Linux 線程實現採用內核級線程” 一對一” 模型

在 linux 系統下，無論是進程，還是線程，到了內核裏面，我們統一都叫任務（Task），由一個統一的結構 task_struct 進行管理。一個進程由於其運行空間的不同，從而有內核線程和用戶進程的區分。內核線程運行在內核空間，之所以稱之爲線程是因爲它沒有虛擬地址空間，只能訪問內核的代碼和數據； 而用戶進程則運行在用戶空間， 不能直接訪問內核的數據但是可以通過中斷，系統調用等方式從用戶態陷入內核態，但是內核態只是進程的一種狀態， 與內核線程有本質區別，用戶進程運行在用戶空間上，而一些通過共享資源實現的一組進程我們稱之爲線程組。Linux 下內核其實本質上沒有線程的概念，Linux 下線程其實上是與其他進程共享某些資源的進程而已。但是我們習慣上還是稱它們爲線程或者輕量級進程。

內核線程

內核線程是直接由內核本身啓動的進程。內核線程實際上是將內核函數委託給獨立的進程，它與內核中的其他進程” 並行” 執行。內核線程經常被稱之爲內核守護進程，他們執行下列任務：

內核線程主要有兩種類型：

內核線程由內核自身生成，其特點在於：

Linux 在內核線程架構設計中，內核線程建立和銷燬都是由操作系統負責、通過系統調用完成的。在內核的支持下運行，無論是用戶進程的線程，或者是系統進程的線程，他們的創建、撤銷、切換都是依靠內核實現的。線程管理的所有工作由內核完成，應用程序沒有進行線程管理的代碼，只有一個到內核級線程的編程接口. 內核爲進程及其內部的每個線程維護上下文信息，調度也是在內核基於線程架構的基礎上完成。內核線程駐留在內核空間，它們是內核對象。

內核線程就是內核的分身，一個分身可以處理一件特定事情。Linux 內核使用內核線程來將內核分成幾個功能模塊，像 kworker,  kswapd， ksoftirqd,  migration , rcu_bh，rcu_schd, watchdog 等 (內核線程都用 [] 括起來)。這在處理異步事件如異步 IO，阻塞任務，延後任務處理時特別有用。內核線程的使用是廉價的，唯一使用的資源就是內核棧和上下文切換時保存寄存器的空間，內核線程只運行在內核態，不受用戶態上下文的拖累，在多核系統中，很多內核線程都是 per cpu 運行粒度。

用戶線程

Linux 內核只提供了輕量級進程 (LWP) 的方式支持用戶線程，限制了更高效的線程模型的實現，但 Linux 着重優化了進程的調度開銷，一定程度上也彌補了這一缺陷。目前最流行的線程機制 LinuxThreads 所採用的就是線程 - 進程”一對一”模型，調度交給核心，而在用戶級實現一個包括信號處理在內的線程管理機制。輕量級進程由 clone()系統調用創建，參數是 CLONE_VM，即與父進程是共享進程地址空間和系統資源。

LinuxThreads 是用戶空間的線程庫，所採用的是 “線程 - 進程”1 對 1 模型(即一個用戶線程對應一個輕量級進程，而一個輕量級進程對應一個特定的內核線程)，將線程的調度等同於進程的調度，調度交由內核完成， 有了內核線程，每個用戶線程被映射或綁定到一個內核線程。用戶線程在其生命期內都會綁定到該內核線程。調度器管理、調度並分派這些線程。運行時庫爲每個用戶級線程請求一個內核級線程。而線程的創建、同步、銷燬由核外線程庫完成（LinuxThtreads 已綁定到 GLIBC 中發行）。  在 LinuxThreads 中，由專門的一個管理線程處理所有的線程管理工作。當進程第一次調用 pthread_create() 創建線程時就會先 創建 (clone()) 並啓動管理線程。後續進程 pthread_create()創建線程時，都是管理線程作爲 pthread_create()的調用者的子線程，通過調用 clone()來創建用戶線程，並記錄輕量級進程號和線程 id 的映射關係，因此用戶線程其實是管理線程的子線程。LinuxThreads 只支持調度範圍爲 PTHREAD_SCOPE_SYSTEM 的調度，默認的調度策略是 SCHED_OTHER。 用戶線程調度策略也可修改成 SCHED_FIFO 或 SCHED_RR 方式，這兩種方式支持優先級爲 0-99, 而 SCHED_OTHER 只支持 0。  

                            Linux 輕量級進程實現

LinuxThtreads 的設計存在一些侷限性，導致後面 Linux 實現了新的線程庫 NPTL，或稱爲 Native POSIX Thread Library，是 Linux 線程的一個新實現，它克服了 LinuxThreads 的缺點，同時也符合 POSIX 的需求。與 LinuxThreads 相比，它在性能和穩定性方面都提供了重大的改進。與 LinuxThreads 一樣，NPTL 也實現了一對一的模型。

輕量級進程具有侷限性：

優點：

（1）運行代價：LWP 只有一個最小的執行上下文和調度程序所需的統計信息。

（2）處理器競爭：因與特定內核線程關聯，因此可以在全系統範圍內競爭處理器資源。

（3）使用資源：與父進程共享進程地址空間。

（4）調度：像普通進程一樣調度。

協程

以上描述的不管是中斷，進程，線程（內核線程，用戶線程（輕量級進程實現））的調度都是由內核掌控，用戶並不能直接干預，要在用戶態實現對邏輯調度控制，需要實現類似用戶級線程，用戶級線程是完全建立在用戶空間的線程庫，用戶線程的創建、調度、同步和銷燬全部庫函數在用戶空間完成，不需要內核的幫助。因此這種線程是極其低消耗和高效的。協程本質上也是一種用戶級線程實現，在一個線程（內核執行單元）內，協程通過主動放棄時間片交由其他協程執行來協作，故名協程。協程的一些關鍵點：

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