linux 线程 进程(ZZ)

一.基础知识：线程和进程  
按照教科书上的定义，进程是资源管理的最小单位，线程是程序执行的最小单位。在操作系统设计上，从进程演化出线程，最主要的目的就是更好的支持SMP以及减小（进程/线程）上下文切换开销。  
无论按照怎样的分法，一个进程至少需要一个线程作为它的指令执行体，进程管理着资源（比如cpu、内存、文件等等），而将线程分配到某个cpu上执行。一个进程当然可以拥有多个线程，此时，如果进程运行在SMP机器上，它就可以同时使用多个cpu来执行各个线程，达到最大程度的并行，以提高效率；同时，即使是在单cpu的机器上，采用多线程模型来设计程序，正如当年采用多进程模型代替单进程模型一样，使设计更简洁、功能更完备，程序的执行效率也更高，例如采用多个线程响应多个输入，而此时多线程模型所实现的功能实际上也可以用多进程模型来实现，而与后者相比，线程的上下文切换开销就比进程要小多了，从语义上来说，同时响应多个输入这样的功能，实际上就是共享了除cpu以外的所有资源的。  
针对线程模型的两大意义，分别开发出了核心级线程和用户级线程两种线程模型，分类的标准主要是线程的调度者在核内还是在核外。前者更利于并发使用多处理器的资源，而后者则更多考虑的是上下文切换开销。在目前的商用系统中，通常都将两者结合起来使用，既提供核心线程以满足smp系统的需要，也支持用线程库的方式在用户态实现另一套线程机制，此时一个核心线程同时成为多个用户态线程的调度者。正如很多技术一样， "混合 "通常都能带来更高的效率，但同时也带来更大的实现难度，出于 "简单 "的设计思路，Linux从一开始就没有实现混合模型的计划，但它在实现上采用了另一种思路的 "混合 "。  
在线程机制的具体实现上，可以在操作系统内核上实现线程，也可以在核外实现，后者显然要求核内至少实现了进程，而前者则一般要求在核内同时也支持进程。核心级线程模型显然要求前者的支持，而用户级线程模型则不一定基于后者实现。这种差异，正如前所述，是两种分类方式的标准不同带来的。  
当核内既支持进程也支持线程时，就可以实现线程-进程的 "多对多 "模型，即一个进程的某个线程由核内调度，而同时它也可以作为用户级线程池的调度者，选择合适的用户级线程在其空间中运行。这就是前面提到的 "混合 "线程模型，既可满足多处理机系统的需要，也可以最大限度的减小调度开销。绝大多数商业操作系统（如Digital   Unix、Solaris、Irix）都采用的这种能够完全实现POSIX1003.1c标准的线程模型。在核外实现的线程又可以分为 "一对一 "、 "多对一 "两种模型，前者用一个核心进程（也许是轻量进程）对应一个线程，将线程调度等同于进程调度，交给核心完成，而后者则完全在核外实现多线程，调度也在用户态完成。后者就是前面提到的单纯的用户级线程模型的实现方式，显然，这种核外的线程调度器实际上只需要完成线程运行栈的切换，调度开销非常小，但同时因为核心信号（无论是同步的还是异步的）都是以进程为单位的，因而无法定位到线程，所以这种实现方式不能用于多处理器系统，而这个需求正变得越来越大，因此，在现实中，纯用户级线程的实现，除算法研究目的以外，几乎已经消失了。  
Linux内核只提供了轻量进程的支持，限制了更高效的线程模型的实现，但Linux着重优化了进程的调度开销，一定程度上也弥补了这一缺陷。目前最流行的线程机制LinuxThreads所采用的就是线程-进程 "一对一 "模型，调度交给核心，而在用户级实现一个包括信号处理在内的线程管理机制。Linux-LinuxThreads的运行机制正是本文的描述重点。  
二.Linux   2.4内核中的轻量进程实现  
最初的进程定义都包含程序、资源及其执行三部分，其中程序通常指代码，资源在操作系统层面上通常包括内存资源、IO资源、信号处理等部分，而程序的执行通常理解为执行上下文，包括对cpu的占用，后来发展为线程。在线程概念出现以前，为了减小进程切换的开销，操作系统设计者逐渐修正进程的概念，逐渐允许将进程所占有的资源从其主体剥离出来，允许某些进程共享一部分资源，例如文件、信号，数据内存，甚至代码，这就发展出轻量进程的概念。Linux内核在2.0.x版本就已经实现了轻量进程，应用程序可以通过一个统一的clone()系统调用接口，用不同的参数指定创建轻量进程还是普通进程。在内核中，clone()调用经过参数传递和解释后会调用do_fork()，这个核内函数同时也是fork()、vfork()系统调用的最终实现：  
<linux-2.4.20/kernel/fork.c>  
int   do_fork(unsigned   long   clone_flags,   unsigned   long   stack_start,    
struct   pt_regs   *regs,   unsigned   long   stack_size)  
其中的clone_flags取自以下宏的 "或 "值：  
<linux-2.4.20/include/linux/sched.h>  
#define   CSIGNAL   0x000000ff   /*   signal   mask   to   be   sent   at   exit   */  
#define   CLONE_VM   0x00000100   /*   set   if   VM   shared   between   processes   */  
#define   CLONE_FS                 0x00000200   /*   set   if   fs   info   shared   between   processes   */  
#define   CLONE_FILES           0x00000400   /*   set   if   open   files   shared   between   processes   */  
#define   CLONE_SIGHAND   0x00000800   /*   set   if   signal   handlers   and   blocked   signals   shared   */  
#define   CLONE_PID   0x00001000   /*   set   if   pid   shared   */  
#define   CLONE_PTRACE   0x00002000   /*   set   if   we   want   to   let   tracing   continue   on   the   child   too   */  
#define   CLONE_VFORK   0x00004000   /*   set   if   the   parent   wants   the   child   to   wake   it   up   on   mm_release   */  
#define   CLONE_PARENT   0x00008000   /*   set   if   we   want   to   have   the   same   parent   as   the   cloner   */  
#define   CLONE_THREAD   0x00010000   /*   Same   thread   group?   */  
#define   CLONE_NEWNS   0x00020000   /*   New   namespace   group?   */  
#define   CLONE_SIGNAL     (CLONE_SIGHAND   |   CLONE_THREAD)  
在do_fork()中，不同的clone_flags将导致不同的行为，对于LinuxThreads，它使用（CLONE_VM   |   CLONE_FS   |   CLONE_FILES   |   CLONE_SIGHAND）参数来调用clone()创建 "线程 "，表示共享内存、共享文件系统访问计数、共享文件描述符表，以及共享信号处理方式。本节就针对这几个参数，看看Linux内核是如何实现这些资源的共享的。  
1.CLONE_VM  
do_fork()需要调用copy_mm()来设置task_struct中的mm和active_mm项，这两个mm_struct数据与进程所关联的内存空间相对应。如果do_fork()时指定了CLONE_VM开关，copy_mm()将把新的task_struct中的mm和active_mm设置成与current的相同，同时提高该mm_struct的使用者数目（mm_struct::mm_users）。也就是说，轻量级进程与父进程共享内存地址空间，由下图示意可以看出mm_struct在进程中的地位：  
2.CLONE_FS  
task_struct中利用fs（struct   fs_struct   *）记录了进程所在文件系统的根目录和当前目录信息，do_fork()时调用copy_fs()复制了这个结构；而对于轻量级进程则仅增加fs-> count计数，与父进程共享相同的fs_struct。也就是说，轻量级进程没有独立的文件系统相关的信息，进程中任何一个线程改变当前目录、根目录等信息都将直接影响到其他线程。  
3.CLONE_FILES  
一个进程可能打开了一些文件，在进程结构task_struct中利用files（struct   files_struct   *）来保存进程打开的文件结构（struct   file）信息，do_fork()中调用了copy_files()来处理这个进程属性；轻量级进程与父进程是共享该结构的，copy_files()时仅增加files-> count计数。这一共享使得任何线程都能访问进程所维护的打开文件，对它们的操作会直接反映到进程中的其他线程。  
4.CLONE_SIGHAND  
每一个Linux进程都可以自行定义对信号的处理方式，在task_struct中的sig（struct   signal_struct）中使用一个struct   k_sigaction结构的数组来保存这个配置信息，do_fork()中的copy_sighand()负责复制该信息；轻量级进程不进行复制，而仅仅增加signal_struct::count计数，与父进程共享该结构。也就是说，子进程与父进程的信号处理方式完全相同，而且可以相互更改。  
do_fork()中所做的工作很多，在此不详细描述。对于SMP系统，所有的进程fork出来后，都被分配到与父进程相同的cpu上，一直到该进程被调度时才会进行cpu选择。  
尽管Linux支持轻量级进程，但并不能说它就支持核心级线程，因为Linux的 "线程 "和 "进程 "实际上处于一个调度层次，共享一个进程标识符空间，这种限制使得不可能在Linux上实现完全意义上的POSIX线程机制，因此众多的Linux线程库实现尝试都只能尽可能实现POSIX的绝大部分语义，并在功能上尽可能逼近。