Linux內(nèi)核線程及普通進程總結（趕快學起來吧~）
Linux 中的進程與線程
對于 Linux 來講，所有的線程都當作進程來實現(xiàn)，因為沒有單獨為線程定義特定的調(diào)度算法，也沒有單獨為線程定義特定的數(shù)據(jù)結構（所有的線程或進程的核心數(shù)據(jù)結構都是 task_struct）。
對于一個進程，相當于是它含有一個線程，就是它自身。對于多線程來說，原本的進程稱為主線程，它們在一起組成一個線程組。
進程擁有自己的地址空間，所以每個進程都有自己的頁表。而線程卻沒有，只能和其它線程共享某一個地址空間和同一份頁表。
這個區(qū)別的根本原因是，在 進程/線程 創(chuàng)建時，因是否拷貝當前進程的地址空間還是共享當前進程的地址空間，而使得指定的參數(shù)不同而導致的。
具體地說，進程和線程的創(chuàng)建都是執(zhí)行 clone 系統(tǒng)調(diào)用進行的。而 clone 系統(tǒng)調(diào)用會執(zhí)行 do_fork 內(nèi)核函數(shù)，而它則又會調(diào)用 copy_process 內(nèi)核函數(shù)來完成。主要包括如下操作：
在調(diào)用 copy_process 的過程中，會創(chuàng)建并拷貝當前進程的 task_stuct，同時還會創(chuàng)建屬于子進程的 thread_info 結構以及內(nèi)核棧。此后，會為創(chuàng)建好的 task_stuct 指定一個新的 pid（在 task_struct 結構體中）。然后根據(jù)傳遞給 clone 的參數(shù)標志，來選擇拷貝還是共享打開的文件，文件系統(tǒng)信息，信號處理函數(shù)，進程地址空間等。這就是進程和線程不一樣地方的本質(zhì)所在。
三個數(shù)據(jù)結構
每個進程或線程都有三個數(shù)據(jù)結構，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立的內(nèi)核棧的。
thread_info 對象中存放的進程/線程的基本信息，它和這個 進程/線程 的內(nèi)核棧存放在內(nèi)核空間里的一段 2 倍頁長的空間中。其中 thread_info 結構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) 為每個進程/線程分配這塊空間。
thread_info 結構體中有一個 struct task_struct *task，task 指向的就是這個進程或線程相關的 task_struct 對象（也在內(nèi)核空間中），這個對象叫做進程描述符（叫做任務描述符更為貼切，因為每個線程也都有自己的 task_struct）。內(nèi)核使用 slab 分配器為每個進程/線程分配這塊空間。
如下圖所示：
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每個進程或線程都有只屬于自己的 task_struct 對象，是它們各自最為核心的數(shù)據(jù)結構。
task_struct 結構體中的主要元素
task_struct 結構體中的三個 ID 與一個指針
pid：每個 task_struct 都會有一個不同的 ID，就是這個 PID。
tid：線程 ID，用來標識每個線程的。
tgid：線程組領頭線程的 PID，事實上就是主線程的 PID。當創(chuàng)建一個子進程時，它的 tgid 與 pid 相等；當創(chuàng)建一個線程時，它的 tgid 等于主線程的 pid。getpid() 函數(shù)事實上返回的是當前進程或線程的 tgid。
pgid：進程組領頭進程的 PID。
sid：會話領頭進程的 PID。
group_leader：是一個 task_struct 類型的指針，指向的是進程組的組長對應的 task_struct 對象。
虛擬內(nèi)存地址空間
內(nèi)存管理
內(nèi)存是由內(nèi)核來管理的。
內(nèi)存被分為 n 個頁框，然后進一步組織為多個區(qū)。而裝入頁框中的內(nèi)容稱為頁。
當內(nèi)核函數(shù)申請內(nèi)存時，內(nèi)核總是立即滿足（因為內(nèi)核完全信任它們，所以優(yōu)先級最高）。在分配適當內(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表。
申請內(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，內(nèi)核地址空間（3-4GB）中的頁面所映射的頁框始終在物理內(nèi)存中存在，不會被換出。即使是 vmalloc 動態(tài)申請的頁面也會一直在物理內(nèi)存中，直至通過相關內(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態(tài)申請內(nèi)存空間，也能立即得到滿足。
因此，處于內(nèi)核態(tài)的普通進程或內(nèi)核線程（后面會提到）不會因為頁面沒有在內(nèi)存中而產(chǎn)生缺頁異常（不過處于內(nèi)核態(tài)的普通進程會因為頁表項沒有同步的原因而產(chǎn)生缺頁異常）。
為什么要有虛擬地址空間
普通進程在申請內(nèi)存空間時會被內(nèi)核認為是不緊要的，優(yōu)先級較低。因而總是延遲處理，在之后的某個時候才會真正為其分配物理內(nèi)存空間。
比如，普通進程中的 malloc 函數(shù)在申請物理內(nèi)存空間時，內(nèi)核不會直接為其分配頁框。
另一方面，普通進程對應的可執(zhí)行程序文件較大，不能夠立即裝入內(nèi)存，而是采取運行時按需裝入。
要實現(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)行文件在裝入時或者進程在執(zhí)行 malloc 時，內(nèi)核只會為其分配適當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。準確地說，指的是頁面不能因為立即裝入物理內(nèi)存而采取折衷處理后擁有的線性地址空間。因此，雖然普通進程的虛擬地址空間為 4GB，但是從內(nèi)核的角度來說，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普通進程。
當然，這樣的話就會產(chǎn)生所要訪問的頁面不在物理內(nèi)存中而發(fā)生缺頁異常。
虛擬地址空間的劃分
每一個普通進程都擁有 4GB 的虛擬地址空間（對于 32 位的 CPU 來說，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）。每個普通進程都有自己的用戶空間，但是內(nèi)核空間被所有普通進程所共享。
如下圖所示：
虛擬地址空間并不單純地指線性地址空間。準確地說，指的是頁面不能因為立即裝入物理內(nèi)存而采取折衷處理后擁有的線性地址空間。因此，雖然普通進程的虛擬地址空間為 4GB，但是從內(nèi)核的角度來說，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普通進程。
另外，
用戶態(tài)下的普通進程只能訪問 0-3GB 的用戶空間；內(nèi)核態(tài)下的普通進程既能訪問 0-3GB 的用戶空間，也能訪問 3-4GB 的內(nèi)核空間（內(nèi)核態(tài)下的普通進程有時也會需要訪問用戶空間）。
普通線程的用戶堆棧與寄存器
對于多線程環(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，假設多個普通線程函數(shù)都在執(zhí)行遞歸操作。如果多個線程共有用戶棧空間，由于線程是異步執(zhí)行的，那么某個線程從棧中取出數(shù)據(jù)時，這條數(shù)據(jù)就很有可能是其它線程之前壓入的，這就導致了沖突。所以，每個線程都應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，某個線程在申請堆空間時，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，多個線程同時執(zhí)行時不會出現(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，內(nèi)核是怎樣為每個線程分配?？臻g的呢？
由之前所講解可知，進程/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 void *child_stack，它就是用來指向所創(chuàng)建的進程/線程的堆棧指針。
而在該進程/線程在用戶態(tài)下是通過調(diào)用 pthread_create 庫函數(shù)而陷入內(nèi)核的。對于 pthread_create 函數(shù)，它則會調(diào)用一個名為 pthread_allocate_stack 的函數(shù)，專門用來為所創(chuàng)建的線程分配的棧空間（通過 mmap 系統(tǒng)調(diào)用）。然后再將這個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線程都有自己的?？臻g。
普通進程的頁表
有兩種頁表，一種是內(nèi)核頁表（會在后面說明），另一種是進程頁表。
普通進程使用的則是進程頁表，而且每個普通進程都有自己的進程頁表。如果是多線程，則這些線程共享的是主線程的進程頁表。
四級頁表
現(xiàn)在的 Linux 內(nèi)核中采用四級頁表，分別為：
頁全局目錄 (Page Global Directory, pgd)；
頁上級目錄 (Page Upper Directory, pud)；
頁中間目錄 (Page Middle Directory, pmd)；
頁表 (Page Table, pt)。
task_struct 中的 mm_struct 對象用于管理該進程（或者線程共享的）頁表。準確地說，mm_struct 中的 pgd 指針指向著該進程的頁全局目錄。
普通進程的頁全局目錄
普通進程的頁全局目錄中，第一部分表項映射的線性地址為 0-3GB 部分，剩余部分存放的是主內(nèi)核頁全局目錄（后面會提到）中的所有表項。
內(nèi)核線程
內(nèi)核線程是一種只運行在內(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（對于 32 位系統(tǒng)來說，就是 3-4GB 的虛擬地址空間），所以也共享同一份內(nèi)核頁表。這也是為什么叫內(nèi)核線程，而不叫內(nèi)核進程的原因。
由于內(nèi)核線程只運行在內(nèi)核地址空間中，只會訪問 3-4GB 的內(nèi)核地址空間，不存在虛擬地址空間，因此每個內(nèi)核線程的 task_struct 對象中的 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 對象中的 mm 不為空，指向的是主線程的 mm_struct 對象。
普通進程與內(nèi)核線程有如下區(qū)別：
內(nèi)核線程只運行在內(nèi)核態(tài)，而普通進程既可以運行在內(nèi)核態(tài)，也可以運行在用戶態(tài)；內(nèi)核線程只使用 3-4GB (假設為 32 位系統(tǒng)) 的內(nèi)核地址空間（共享的），但普通進程由于既可以運行在用戶態(tài)，又可以運行在內(nèi)核態(tài)，因此可以使用 4GB 的虛擬地址空間。
系統(tǒng)在正式啟動內(nèi)核時，會執(zhí)行 start_kernel 函數(shù)。在這個函數(shù)中，會自動創(chuàng)建一個進程，名為 init_task。其 PID 為 0，運行在內(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，會執(zhí)行 kernel_thread 創(chuàng)建 init 內(nèi)核線程。它的 PID 為 1，用來完成內(nèi)核空間初始化。
在內(nèi)核空間完成初始化后，會調(diào)用 exceve 執(zhí)行 init 可執(zhí)行程序 (/sbin/init)。之后，init 內(nèi)核線程變成了一個普通的進程，運行在用戶空間中。
init 內(nèi)核線程沒有地址空間，且它的 task_struct 對象中的 mm 為 NULL。因此，執(zhí)行 exceve 會使這個 mm 指向一個 mm_struct，而不會影響到 init_task 進程的地址空間。也正因為此，init 在轉變?yōu)檫M程后，其 PID 沒變，仍為 1。
創(chuàng)建完 init 內(nèi)核線程后，init_task 進程演變?yōu)?idle 進程（PID 仍為 0）。
之后，init 進程再根據(jù)再啟動其它系統(tǒng)進程 (/etc/init.d 目錄下的各個可執(zhí)行文件)。
kthreadd 內(nèi)核線程
init_task 進程演變?yōu)?idle 進程后，idle 進程會執(zhí)行 kernel_thread 來創(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)核守護進程 (線程)，可以通過：
進行查看，其中帶有 [] 號的就屬于內(nèi)核守護進程。它們的祖先都是這個 kthreadd 內(nèi)核線程。
主內(nèi)核頁全局目錄
內(nèi)核維持著一組自己使用的頁表，也即主內(nèi)核頁全局目錄。當內(nèi)核在初始化完成后，其存放在 swapper_pg_dir 中，而且所有的普通進程和內(nèi)核線程就不再使用它了。
內(nèi)核線程如何訪問頁表
active_mm
對于內(nèi)核線程，雖然它的 task_struct 中的 mm 為 NULL，但是它仍然需要訪問內(nèi)核空間，因此需要知道關于內(nèi)核空間映射到物理內(nèi)存的頁表。然而不再使用 swapper_pg_dir，因此只能另外想法解決。
由于所有的普通進程的頁全局目錄中的后面部分為主內(nèi)核頁全局目錄，因此內(nèi)核線程只需要使用某個普通進程的頁全局目錄就可以了。
在 Linux 中，task_struct 中還有一個很重要的元素為 active_mm，它主要就是用于內(nèi)核線程訪問主內(nèi)核頁全局目錄。
對于普通進程來說，task_struct 中的 mm 和 active_mm 指向的是同一片區(qū)域；然而對內(nèi)核線程來說，task_struct 中的 mm 為 NULL，active_mm 指向的是前一個普通進程的 mm_struct 對象。
mm_users 和 mm_count
但是這樣還是不行，因為如果因為前一個普通進程退出了而導致它的 mm_struct 對象也被釋放了，則內(nèi)核線程就訪問不到了。
為此，mm_struct 對象維護了一個計數(shù)器 mm_count，專門用來對引用這個 mm_struct 對象的自身及內(nèi)核線程進行計數(shù)。初始時為 1，表示普通進程本身引用了它自己的 mm_struct 對象。只有當這個引用計數(shù)為 0 時，才會真正釋放這個 mm_struct 對象。
另外，mm_struct 中還定義了一個 mm_users 計數(shù)器，它主要是用來對共享地址空間的線程計數(shù)。事實上，就是這個主線程所在線程組中線程的總個數(shù)。初始時為 1。
注意，兩者在實質(zhì)上都是針對引用 mm_struct 對象而設置的計數(shù)器。 不同的是，mm_count 是專門針對自身及內(nèi)核線程或引用 mm_struct 而進行計數(shù)；而 mm_users 是專門針對該普通線程所在線程組的所有普通線程而進行計數(shù)。 另外，只有當 mm_count 為 0 時，才會釋放 mm_struct 對象，并不會因為 mm_users 為 0 就進行釋放。
