一篇搞懂Linux內(nèi)核線程及普通進(jìn)程總結(jié)（超詳細(xì)~）
Linux 中的進(jìn)程與線程
對(duì)于 Linux 來(lái)講，所有的線程都當(dāng)作進(jìn)程來(lái)實(shí)現(xiàn)，因?yàn)闆]有單獨(dú)為線程定義特定的調(diào)度算法，也沒有單獨(dú)為線程定義特定的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)（所有的線程或進(jìn)程的核心數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)都是 task_struct）。
對(duì)于一個(gè)進(jìn)程，相當(dāng)于是它含有一個(gè)線程，就是它自身。對(duì)于多線程來(lái)說(shuō)，原本的進(jìn)程稱為主線程，它們?cè)谝黄鸾M成一個(gè)線程組。
進(jìn)程擁有自己的地址空間，所以每個(gè)進(jìn)程都有自己的頁(yè)表。而線程卻沒有，只能和其它線程共享某一個(gè)地址空間和同一份頁(yè)表。
這個(gè)區(qū)別的根本原因是，在 進(jìn)程/線程 創(chuàng)建時(shí)，因是否拷貝當(dāng)前進(jìn)程的地址空間還是共享當(dāng)前進(jìn)程的地址空間，而使得指定的參數(shù)不同而導(dǎo)致的。
具體地說(shuō)，進(jìn)程和線程的創(chuàng)建都是執(zhí)行 clone 系統(tǒng)調(diào)用進(jìn)行的。而 clone 系統(tǒng)調(diào)用會(huì)執(zhí)行 do_fork 內(nèi)核函數(shù)，而它則又會(huì)調(diào)用 copy_process 內(nèi)核函數(shù)來(lái)完成。主要包括如下操作：
在調(diào)用 copy_process 的過(guò)程中，會(huì)創(chuàng)建并拷貝當(dāng)前進(jìn)程的 task_stuct，同時(shí)還會(huì)創(chuàng)建屬于子進(jìn)程的 thread_info 結(jié)構(gòu)以及內(nèi)核棧。此后，會(huì)為創(chuàng)建好的 task_stuct 指定一個(gè)新的 pid（在 task_struct 結(jié)構(gòu)體中）。然后根據(jù)傳遞給 clone 的參數(shù)標(biāo)志，來(lái)選擇拷貝還是共享打開的文件，文件系統(tǒng)信息，信號(hào)處理函數(shù)，進(jìn)程地址空間等。這就是進(jìn)程和線程不一樣地方的本質(zhì)所在。
三個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)
每個(gè)進(jìn)程或線程都有三個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，分別是：
struct thread_info
struct task_struct
內(nèi)核棧
注意，雖然線程與主線程共享地址空間，但是線程也是有自己獨(dú)立的內(nèi)核棧的。
thread_info 對(duì)象中存放的進(jìn)程/線程的基本信息，它和這個(gè) 進(jìn)程/線程 的內(nèi)核棧存放在內(nèi)核空間里的一段 2 倍頁(yè)長(zhǎng)的空間中。其中 thread_info 結(jié)構(gòu)存放在低地址段的末尾，其余空間用作內(nèi)核棧。內(nèi)核使用 伙伴系統(tǒng) 為每個(gè)進(jìn)程/線程分配這塊空間。
thread_info 結(jié)構(gòu)體中有一個(gè) struct task_struct *task，task 指向的就是這個(gè)進(jìn)程或線程相關(guān)的 task_struct 對(duì)象（也在內(nèi)核空間中），這個(gè)對(duì)象叫做進(jìn)程描述符（叫做任務(wù)描述符更為貼切，因?yàn)槊總€(gè)線程也都有自己的 task_struct）。內(nèi)核使用 slab 分配器為每個(gè)進(jìn)程/線程分配這塊空間。
如下圖所示：
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每個(gè)進(jìn)程或線程都有只屬于自己的 task_struct 對(duì)象，是它們各自最為核心的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。
task_struct 結(jié)構(gòu)體中的主要元素
task_struct 結(jié)構(gòu)體中的三個(gè) ID 與一個(gè)指針
pid：每個(gè) task_struct 都會(huì)有一個(gè)不同的 ID，就是這個(gè) PID。
tid：線程 ID，用來(lái)標(biāo)識(shí)每個(gè)線程的。
tgid：線程組領(lǐng)頭線程的 PID，事實(shí)上就是主線程的 PID。當(dāng)創(chuàng)建一個(gè)子進(jìn)程時(shí)，它的 tgid 與 pid 相等；當(dāng)創(chuàng)建一個(gè)線程時(shí)，它的 tgid 等于主線程的 pid。getpid() 函數(shù)事實(shí)上返回的是當(dāng)前進(jìn)程或線程的 tgid。
pgid：進(jìn)程組領(lǐng)頭進(jìn)程的 PID。
sid：會(huì)話領(lǐng)頭進(jìn)程的 PID。
group_leader：是一個(gè) task_struct 類型的指針，指向的是進(jìn)程組的組長(zhǎng)對(duì)應(yīng)的 task_struct 對(duì)象。
虛擬內(nèi)存地址空間
內(nèi)存管理
內(nèi)存是由內(nèi)核來(lái)管理的。
內(nèi)存被分為 n 個(gè)頁(yè)框，然后進(jìn)一步組織為多個(gè)區(qū)。而裝入頁(yè)框中的內(nèi)容稱為頁(yè)。
當(dāng)內(nèi)核函數(shù)申請(qǐng)內(nèi)存時(shí)，內(nèi)核總是立即滿足（因?yàn)閮?nèi)核完全信任它們，所以優(yōu)先級(jí)最高）。在分配適當(dāng)內(nèi)存空間后，將其映射到內(nèi)核地址空間中（3-4GB 中的某部分空間），然后將地址映射寫入頁(yè)表。
申請(qǐng)內(nèi)存空間的內(nèi)核函數(shù)有 vmalloc, kmalloc, alloc_pages, __get_free_pages 等。
內(nèi)核常駐內(nèi)存
就是說(shuō)，內(nèi)核地址空間（3-4GB）中的頁(yè)面所映射的頁(yè)框始終在物理內(nèi)存中存在，不會(huì)被換出。即使是 vmalloc 動(dòng)態(tài)申請(qǐng)的頁(yè)面也會(huì)一直在物理內(nèi)存中，直至通過(guò)相關(guān)內(nèi)核函數(shù)釋放掉。
其原因在于，一方面內(nèi)核文件不是太大，完全可以一次性裝入物理內(nèi)存；另一方面在于即使是動(dòng)態(tài)申請(qǐng)內(nèi)存空間，也能立即得到滿足。
因此，處于內(nèi)核態(tài)的普通進(jìn)程或內(nèi)核線程（后面會(huì)提到）不會(huì)因?yàn)轫?yè)面沒有在內(nèi)存中而產(chǎn)生缺頁(yè)異常（不過(guò)處于內(nèi)核態(tài)的普通進(jìn)程會(huì)因?yàn)轫?yè)表項(xiàng)沒有同步的原因而產(chǎn)生缺頁(yè)異常）。
為什么要有虛擬地址空間
普通進(jìn)程在申請(qǐng)內(nèi)存空間時(shí)會(huì)被內(nèi)核認(rèn)為是不緊要的，優(yōu)先級(jí)較低。因而總是延遲處理，在之后的某個(gè)時(shí)候才會(huì)真正為其分配物理內(nèi)存空間。
比如，普通進(jìn)程中的 malloc 函數(shù)在申請(qǐng)物理內(nèi)存空間時(shí)，內(nèi)核不會(huì)直接為其分配頁(yè)框。
另一方面，普通進(jìn)程對(duì)應(yīng)的可執(zhí)行程序文件較大，不能夠立即裝入內(nèi)存，而是采取運(yùn)行時(shí)按需裝入。
要實(shí)現(xiàn)這種延遲分配策略，就需要引入一種新的地址空間，即 虛擬地址空間?？蓤?zhí)行文件在裝入時(shí)或者進(jìn)程在執(zhí)行 malloc 時(shí)，內(nèi)核只會(huì)為其分配適當(dāng)大小的虛擬地址空間。
虛擬地址空間并不單純地指線性地址空間。準(zhǔn)確地說(shuō)，指的是頁(yè)面不能因?yàn)榱⒓囱b入物理內(nèi)存而采取折衷處理后擁有的線性地址空間。因此，雖然普通進(jìn)程的虛擬地址空間為 4GB，但是從內(nèi)核的角度來(lái)說(shuō)，內(nèi)核地址空間（也是線性空間）不能稱為虛擬地址空間，內(nèi)核線程不擁有也不需要虛擬地址空間。因此，虛擬地址空間只針對(duì)普通進(jìn)程。
當(dāng)然，這樣的話就會(huì)產(chǎn)生所要訪問(wèn)的頁(yè)面不在物理內(nèi)存中而發(fā)生缺頁(yè)異常。
虛擬地址空間的劃分
每一個(gè)普通進(jìn)程都擁有 4GB 的虛擬地址空間（對(duì)于 32 位的 CPU 來(lái)說(shuō)，即 232 B）。
主要分為兩部分，一部分是用戶空間（0-3GB），一部分是內(nèi)核空間（3-4GB）。每個(gè)普通進(jìn)程都有自己的用戶空間，但是內(nèi)核空間被所有普通進(jìn)程所共享。
如下圖所示：
虛擬地址空間并不單純地指線性地址空間。準(zhǔn)確地說(shuō)，指的是頁(yè)面不能因?yàn)榱⒓囱b入物理內(nèi)存而采取折衷處理后擁有的線性地址空間。因此，雖然普通進(jìn)程的虛擬地址空間為 4GB，但是從內(nèi)核的角度來(lái)說(shuō)，內(nèi)核地址空間（也是線性空間）不能稱為虛擬地址空間，內(nèi)核線程不擁有也不需要虛擬地址空間。因此，虛擬地址空間只針對(duì)普通進(jìn)程。
另外，
用戶態(tài)下的普通進(jìn)程只能訪問(wèn) 0-3GB 的用戶空間；內(nèi)核態(tài)下的普通進(jìn)程既能訪問(wèn) 0-3GB 的用戶空間，也能訪問(wèn) 3-4GB 的內(nèi)核空間（內(nèi)核態(tài)下的普通進(jìn)程有時(shí)也會(huì)需要訪問(wèn)用戶空間）。
普通線程的用戶堆棧與寄存器
對(duì)于多線程環(huán)境，雖然所有線程都共享同一片虛擬地址空間，但是每個(gè)線程都有自己的用戶?？臻g和寄存器，而用戶堆仍然是所有線程共享的。
?？臻g的使用是有明確限制的，棧中相鄰的任意兩條數(shù)據(jù)在地址上都是連續(xù)的。試想，假設(shè)多個(gè)普通線程函數(shù)都在執(zhí)行遞歸操作。如果多個(gè)線程共有用戶?？臻g，由于線程是異步執(zhí)行的，那么某個(gè)線程從棧中取出數(shù)據(jù)時(shí)，這條數(shù)據(jù)就很有可能是其它線程之前壓入的，這就導(dǎo)致了沖突。所以，每個(gè)線程都應(yīng)該有自己的用戶棧空間。
寄存器也是如此，如果共用寄存器，很可能出現(xiàn)使用混亂的現(xiàn)象。
而堆空間的使用則并沒有這樣明確的限制，某個(gè)線程在申請(qǐng)堆空間時(shí)，內(nèi)核只要從堆空間中分配一塊大小合適的空間給線程就行了。所以，多個(gè)線程同時(shí)執(zhí)行時(shí)不會(huì)出現(xiàn)像棧那樣產(chǎn)生沖突的情況，因而線程組中的所有線程共享用戶堆。
那么在創(chuàng)建線程時(shí)，內(nèi)核是怎樣為每個(gè)線程分配?？臻g的呢？
由之前所講解可知，進(jìn)程/線程的創(chuàng)建主要是由 clone 系統(tǒng)調(diào)用完成的。而 clone 系統(tǒng)調(diào)用的參數(shù)中有一個(gè) void *child_stack，它就是用來(lái)指向所創(chuàng)建的進(jìn)程/線程的堆棧指針。
而在該進(jìn)程/線程在用戶態(tài)下是通過(guò)調(diào)用 pthread_create 庫(kù)函數(shù)而陷入內(nèi)核的。對(duì)于 pthread_create 函數(shù)，它則會(huì)調(diào)用一個(gè)名為 pthread_allocate_stack 的函數(shù)，專門用來(lái)為所創(chuàng)建的線程分配的?？臻g（通過(guò) mmap 系統(tǒng)調(diào)用）。然后再將這個(gè)棧空間的地址傳遞給 clone 系統(tǒng)調(diào)用。這也是為什么線程組中的每個(gè)線程都有自己的棧空間。
普通進(jìn)程的頁(yè)表
有兩種頁(yè)表，一種是內(nèi)核頁(yè)表（會(huì)在后面說(shuō)明），另一種是進(jìn)程頁(yè)表。
普通進(jìn)程使用的則是進(jìn)程頁(yè)表，而且每個(gè)普通進(jìn)程都有自己的進(jìn)程頁(yè)表。如果是多線程，則這些線程共享的是主線程的進(jìn)程頁(yè)表。
四級(jí)頁(yè)表
現(xiàn)在的 Linux 內(nèi)核中采用四級(jí)頁(yè)表，分別為：
頁(yè)全局目錄 (Page Global Directory, pgd)；
頁(yè)上級(jí)目錄 (Page Upper Directory, pud)；
頁(yè)中間目錄 (Page Middle Directory, pmd)；
頁(yè)表 (Page Table, pt)。
task_struct 中的 mm_struct 對(duì)象用于管理該進(jìn)程（或者線程共享的）頁(yè)表。準(zhǔn)確地說(shuō)，mm_struct 中的 pgd 指針指向著該進(jìn)程的頁(yè)全局目錄。
普通進(jìn)程的頁(yè)全局目錄
普通進(jìn)程的頁(yè)全局目錄中，第一部分表項(xiàng)映射的線性地址為 0-3GB 部分，剩余部分存放的是主內(nèi)核頁(yè)全局目錄（后面會(huì)提到）中的所有表項(xiàng)。
內(nèi)核線程
內(nèi)核線程是一種只運(yùn)行在內(nèi)核地址空間的線程。所有的內(nèi)核線程共享內(nèi)核地址空間（對(duì)于 32 位系統(tǒng)來(lái)說(shuō)，就是 3-4GB 的虛擬地址空間），所以也共享同一份內(nèi)核頁(yè)表。這也是為什么叫內(nèi)核線程，而不叫內(nèi)核進(jìn)程的原因。
由于內(nèi)核線程只運(yùn)行在內(nèi)核地址空間中，只會(huì)訪問(wèn) 3-4GB 的內(nèi)核地址空間，不存在虛擬地址空間，因此每個(gè)內(nèi)核線程的 task_struct 對(duì)象中的 mm 為 NULL。
普通線程雖然也是同主線程共享地址空間，但是它的 task_struct 對(duì)象中的 mm 不為空，指向的是主線程的 mm_struct 對(duì)象。
普通進(jìn)程與內(nèi)核線程有如下區(qū)別：
內(nèi)核線程只運(yùn)行在內(nèi)核態(tài)，而普通進(jìn)程既可以運(yùn)行在內(nèi)核態(tài)，也可以運(yùn)行在用戶態(tài)；內(nèi)核線程只使用 3-4GB (假設(shè)為 32 位系統(tǒng)) 的內(nèi)核地址空間（共享的），但普通進(jìn)程由于既可以運(yùn)行在用戶態(tài)，又可以運(yùn)行在內(nèi)核態(tài)，因此可以使用 4GB 的虛擬地址空間。
系統(tǒng)在正式啟動(dòng)內(nèi)核時(shí)，會(huì)執(zhí)行 start_kernel 函數(shù)。在這個(gè)函數(shù)中，會(huì)自動(dòng)創(chuàng)建一個(gè)進(jìn)程，名為 init_task。其 PID 為 0，運(yùn)行在內(nèi)核態(tài)中。然后開始執(zhí)行一系列初始化。
init 內(nèi)核線程
init_task 在執(zhí)行 rest_init 函數(shù)時(shí)，會(huì)執(zhí)行 kernel_thread 創(chuàng)建 init 內(nèi)核線程。它的 PID 為 1，用來(lái)完成內(nèi)核空間初始化。
在內(nèi)核空間完成初始化后，會(huì)調(diào)用 exceve 執(zhí)行 init 可執(zhí)行程序 (/sbin/init)。之后，init 內(nèi)核線程變成了一個(gè)普通的進(jìn)程，運(yùn)行在用戶空間中。
init 內(nèi)核線程沒有地址空間，且它的 task_struct 對(duì)象中的 mm 為 NULL。因此，執(zhí)行 exceve 會(huì)使這個(gè) mm 指向一個(gè) mm_struct，而不會(huì)影響到 init_task 進(jìn)程的地址空間。也正因?yàn)榇?，init 在轉(zhuǎn)變?yōu)檫M(jìn)程后，其 PID 沒變，仍為 1。
創(chuàng)建完 init 內(nèi)核線程后，init_task 進(jìn)程演變?yōu)?idle 進(jìn)程（PID 仍為 0）。
之后，init 進(jìn)程再根據(jù)再啟動(dòng)其它系統(tǒng)進(jìn)程 (/etc/init.d 目錄下的各個(gè)可執(zhí)行文件)。
kthreadd 內(nèi)核線程
init_task 進(jìn)程演變?yōu)?idle 進(jìn)程后，idle 進(jìn)程會(huì)執(zhí)行 kernel_thread 來(lái)創(chuàng)建 kthreadd 內(nèi)核線程（仍然在 rest_init 函數(shù)中）。它的 PID 為 2，用來(lái)創(chuàng)建并管理其它內(nèi)核線程（用 kthread_create, kthread_run, kthread_stop 等內(nèi)核函數(shù)）。
系統(tǒng)中有很多內(nèi)核守護(hù)進(jìn)程 (線程)，可以通過(guò)：
進(jìn)行查看，其中帶有 [] 號(hào)的就屬于內(nèi)核守護(hù)進(jìn)程。它們的祖先都是這個(gè) kthreadd 內(nèi)核線程。
主內(nèi)核頁(yè)全局目錄
內(nèi)核維持著一組自己使用的頁(yè)表，也即主內(nèi)核頁(yè)全局目錄。當(dāng)內(nèi)核在初始化完成后，其存放在 swapper_pg_dir 中，而且所有的普通進(jìn)程和內(nèi)核線程就不再使用它了。
內(nèi)核線程如何訪問(wèn)頁(yè)表
active_mm
對(duì)于內(nèi)核線程，雖然它的 task_struct 中的 mm 為 NULL，但是它仍然需要訪問(wèn)內(nèi)核空間，因此需要知道關(guān)于內(nèi)核空間映射到物理內(nèi)存的頁(yè)表。然而不再使用 swapper_pg_dir，因此只能另外想法解決。
由于所有的普通進(jìn)程的頁(yè)全局目錄中的后面部分為主內(nèi)核頁(yè)全局目錄，因此內(nèi)核線程只需要使用某個(gè)普通進(jìn)程的頁(yè)全局目錄就可以了。
在 Linux 中，task_struct 中還有一個(gè)很重要的元素為 active_mm，它主要就是用于內(nèi)核線程訪問(wèn)主內(nèi)核頁(yè)全局目錄。
對(duì)于普通進(jìn)程來(lái)說(shuō)，task_struct 中的 mm 和 active_mm 指向的是同一片區(qū)域；然而對(duì)內(nèi)核線程來(lái)說(shuō)，task_struct 中的 mm 為 NULL，active_mm 指向的是前一個(gè)普通進(jìn)程的 mm_struct 對(duì)象。
mm_users 和 mm_count
但是這樣還是不行，因?yàn)槿绻驗(yàn)榍耙粋€(gè)普通進(jìn)程退出了而導(dǎo)致它的 mm_struct 對(duì)象也被釋放了，則內(nèi)核線程就訪問(wèn)不到了。
為此，mm_struct 對(duì)象維護(hù)了一個(gè)計(jì)數(shù)器 mm_count，專門用來(lái)對(duì)引用這個(gè) mm_struct 對(duì)象的自身及內(nèi)核線程進(jìn)行計(jì)數(shù)。初始時(shí)為 1，表示普通進(jìn)程本身引用了它自己的 mm_struct 對(duì)象。只有當(dāng)這個(gè)引用計(jì)數(shù)為 0 時(shí)，才會(huì)真正釋放這個(gè) mm_struct 對(duì)象。
另外，mm_struct 中還定義了一個(gè) mm_users 計(jì)數(shù)器，它主要是用來(lái)對(duì)共享地址空間的線程計(jì)數(shù)。事實(shí)上，就是這個(gè)主線程所在線程組中線程的總個(gè)數(shù)。初始時(shí)為 1。
注意，兩者在實(shí)質(zhì)上都是針對(duì)引用 mm_struct 對(duì)象而設(shè)置的計(jì)數(shù)器。 不同的是，mm_count 是專門針對(duì)自身及內(nèi)核線程或引用 mm_struct 而進(jìn)行計(jì)數(shù)；而 mm_users 是專門針對(duì)該普通線程所在線程組的所有普通線程而進(jìn)行計(jì)數(shù)。 另外，只有當(dāng) mm_count 為 0 時(shí)，才會(huì)釋放 mm_struct 對(duì)象，并不會(huì)因?yàn)?mm_users 為 0 就進(jìn)行釋放。
