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| 导读 | 在 Linux 内核中并没有对线程做特殊处理，还是由 task_struct 来管理。从内核的角度看，用户态的线程本质上还是一个进程。只不过和普通进程比，稍微“轻量”了那么一些。 |
关于进程和线程，在 Linux 中是一对儿很核心的概念。但是进程和线程到底有啥联系，又有啥区别，很多人还都没有搞清楚。
在网上对进程和线程的讨论中，很多都是聚集在这二位有啥不同。但事实在 Linux 上，进程和线程的相同点要远远大于不同点。在 Linux 下的线程甚至都被称为了轻量级进程。
我今天就给大家从 Linux 内核实现的角度，给大家深度对比下进程和线程。
在 Redis 6.0 以上的版本里，也开始支持使用多线程来提供核心服务，我们就以它为例。
在 Redis 主线程启动以后，会调用 initThreadedIO 来创建多个 io 线程。
redis 源码地址：https://github.com/redis/redis
void initThreadedIO(void) {
for (int i = 0; i
创建线程具体调用的是 pthread_create 函数，pthread_create 是在 glibc 库中实现的。在 glibc 库中，pthread_create 函数的实现调用路径是 __pthread_create_2_1 -> create_thread。其中 create_thread 这个函数比较重要，它设置了创建线程时使用的各种 flag 标记。
static int
create_thread (struct pthread *pd, ...)
{
int clone_flags = (CLONE_VM | CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGNAL
| CLONE_SETTLS | CLONE_PARENT_SETTID
| CLONE_CHILD_CLEARTID | CLONE_SYSVSEM
| 0);
int res = do_clone (pd, attr, clone_flags, start_thread,
STACK_VARIABLES_ARGS, 1);
...
}在上面的代码中，传入参数中的各个 flag 标记是非常关键的。这里我们先知道一下传入了 CLONE_VM、CLONE_FS、CLONE_FILES 等标记就行了，后面我们会讲内核中针对这些参数做的特殊处理。
接下来的 do_clone 最终会调用一段汇编程序，在汇编里进入 clone 系统调用，之后会进入内核中进行处理。
//file:sysdeps/unix/sysv/linux/i386/clone.S
ENTRY (BP_SYM (__clone))
...
movl $SYS_ify(clone),%eax
...在开始介绍线程的创建过程之前，先给大家看看内核中表示线程的数据结构。
开篇的时候我说了，进程和线程的相同点要远远大于不同点。主要依据就是在 Linux 中，无论进程还是线程，都是抽象成了 task 任务，在源码里都是用 task_struct 结构来实现的。
我们来看 task_struct 具体的定义，它位于 include/linux/sched.h。
struct task_struct {
volatile long state;
pid_t pid;
pid_t tgid;
struct task_struct __rcu *parent;
struct list_head children;
struct list_head sibling;
struct task_struct *group_leader;
int prio, static_prio, normal_prio;
unsigned int rt_priority;
struct mm_struct *mm, *active_mm;
struct fs_struct *fs;
struct files_struct *files;
struct nsproxy *nsproxy;
...
}对于线程来讲，所有的字段都是和进程一样的（本来就是一个结构体来表示的）。包括状态、pid、task 树关系、地址空间、文件系统信息、打开的文件信息等等字段，线程也都有。
这也就是我前面说的，进程和线程的相同点要远远大于不同点，本质上是同一个东西，都是一个 task_struct！正因为进程线程如此之相像，所以在 Linux 下的线程还有另外一个名字，叫轻量级进程。至于说轻量在哪儿，稍后我们再说。
这里我们稍微说一下 pid 和 tgid 这两个字段。在 Linux 中，每一个 task_struct 都需要被唯一的标识，它的 pid 就是唯一标识号。
struct task_struct {
......
pid_t pid;
pid_t tgid;
}对于进程来说，这个 pid 就是我们平时常说的进程 pid。
对于线程来说，我们假如一个进程下创建了多个线程出来。那么每个线程的 pid 都是不同的。但是我们一般又需要记录线程是属于哪个进程的。这时候，tgid 就派上用场了，通过 tgid 字段来表示自己所归属的进程 ID。
这样内核通过 tgid 可以知道线程属于哪个进程。
要想知道进程和线程的区别到底在哪儿，我们从线程的创建过程来详细看一下。
事实上，进程线程创建的时候，使用的函数看起来不一样。但实际在底层实现上，最终都是使用同一个函数来实现的。
我们再简单回顾一下创建进程时 fork 系统调用的源码，fork 调用主要就是执行了 do_fork 函数。注意：fork 函数调用 do_fork 的传的参数分别是 SIGCHLD、0,0,NULL,NULL。
SYSCALL_DEFINE0(fork)
{return do_fork(SIGCHLD, 0, 0, NULL, NULL);
}do_fork 函数又调用 copy_process 完成进程的创建。
long do_fork(...)
{
struct task_struct *p;
p = copy_process(clone_flags, ...);
...
}我们在本文第一小节里介绍到 lib 库函数 pthread_create 会调用到 clone 系统调用，为其传入了一组 flag。
//file:nptl/sysdeps/pthread/createthread.c
static int
create_thread (struct pthread *pd, ...)
{
int clone_flags = (CLONE_VM | CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGNAL
| CLONE_SETTLS | CLONE_PARENT_SETTID
| CLONE_CHILD_CLEARTID | CLONE_SYSVSEM
| 0);
int res = do_clone (pd, attr, clone_flags, ...);
...
}好，我们找到 clone 系统调用的实现。
//file:kernel/fork.c
SYSCALL_DEFINE5(clone, ......)
{return do_fork(clone_flags, newsp, 0, parent_tidptr, child_tidptr);
}同样，do_fork 函数还是会执行到 copy_process 来完成实际的创建。
可见和创建进程时使用的 fork 系统调用相比，创建线程的 clone 系统调用几乎和 fork 差不多，也一样使用的是内核里的 do_fork 函数，最后走到 copy_process 来完整创建。
不过创建过程的区别是二者在调用 do_fork 时传入的 clone_flags 里的标记不一样！。
创建进程时的 flag：仅有一个 SIGCHLD
创建线程时的 flag：包括 CLONE_VM、CLONE_FS、CLONE_FILES、CLONE_SIGNAL、CLONE_SETTLS、CLONE_PARENT_SETTID、CLONE_CHILD_CLEARTID、CLONE_SYSVSEM。
关于这些 flag 的含义，我们选几个关键的做一个简单的介绍，后面介绍 do_fork 细节的时候会再次涉及到。
CLONE_VM: 新 task 和父进程共享地址空间
CLONE_FS：新 task 和父进程共享文件系统信息
CLONE_FILES：新 task 和父进程共享文件描述符表
这些 flag 会对 task_struct 产生啥影响，我们接着看接下来的内容。
在本节中我们以动态的视角来看一下线程的创建过程.
前面我们看到，进程和线程创建都是调用内核中的 do_fork 函数来执行的。在 do_fork 的实现中，核心是一个 copy_process 函数，它以拷贝父进程（线程）的方式来生成一个新的 task_struct 出来。
//file:kernel/fork.c
long do_fork(unsigned long clone_flags, ...)
{
// 复制一个 task_struct 出来
struct task_struct *p;
p = copy_process(clone_flags, stack_start, stack_size,
child_tidptr, NULL, trace);
// 子任务加入到就绪队列中去，等待调度器调度
wake_up_new_task(p);
...
}在创建完毕后，调用 wake_up_new_task 将新创建的任务添加到就绪队列中，等待调度器调度执行。这个代码很长，我对其进行了一定程度的精简。
//file:kernel/fork.c
static struct task_struct *copy_process(...)
{
//4.1 复制进程 task_struct 结构体
struct task_struct *p;
p = dup_task_struct(current);
...
//4.2 拷贝 files_struct
retval = copy_files(clone_flags, p);
//4.3 拷贝 fs_struct
retval = copy_fs(clone_flags, p);
//4.4 拷贝 mm_struct
retval = copy_mm(clone_flags, p);
//4.5 拷贝进程的命名空间 nsproxy
retval = copy_namespaces(clone_flags, p);
//4.6 申请 pid && 设置进程号
pid = alloc_pid(p->nsproxy->pid_ns);
p->pid = pid_nr(pid);
p->tgid = p->pid;
if (clone_flags & CLONE_THREAD)
p->tgid = current->tgid;
......
}可见，copy_process 先是复制了一个新的 task_struct 出来，然后调用 copy_xxx 系列的函数对 task_struct 中的各种核心对象进行拷贝处理，还申请了 pid。接下来我们分小节来查看该函数的每一个细节。
注意一下，上面调用 dup_task_struct 时传入的参数是 current，它表示的是当前任务。在 dup_task_struct 里，会申请一个新的 task_struct 内核对象，然后将当前任务复制给它。需要注意的是，这次拷贝只会拷贝 task_struct 结构体本身，它内部包含的 mm_struct 等成员不会被复制。
我们来简单看下具体的代码。
//file:kernel/fork.c
static struct task_struct *dup_task_struct(struct task_struct *orig)
{
// 申请 task_struct 内核对象
tsk = alloc_task_struct_node(node);
// 复制 task_struct
err = arch_dup_task_struct(tsk, orig);
...
}其中 alloc_task_struct_node 用于在 slab 内核内存管理区中申请一块内存出来。
//file:kernel/fork.c
static struct kmem_cache *task_struct_cachep;
static inline struct task_struct *alloc_task_struct_node(int node)
{return kmem_cache_alloc_node(task_struct_cachep, GFP_KERNEL, node);
}申请完内存后，调用 arch_dup_task_struct 进行内存拷贝。
//file:kernel/fork.c
int arch_dup_task_struct(struct task_struct *dst,
struct task_struct *src)
{
*dst = *src;
return 0;
}我们先回忆一下前面的内容，创建线程调用 clone 系统调用的时候，传入了一堆的 flag，其中有一个就是 CLONE_FILES。如果传入了 CLONE_FILES 标记，就会复用当前进程的打开文件列表 - files 成员。
对于创建进程来讲，没有传入这个标志，就会新创建一个 files 成员出来。
好了，我们继续看 copy_files 具体实现。
//file:kernel/fork.c
static int copy_files(unsigned long clone_flags, struct task_struct *tsk)
{
struct files_struct *oldf, *newf;
oldf = current->files;
if (clone_flags & CLONE_FILES) {atomic_inc(&oldf->count);
goto out;
}
newf = dup_fd(oldf, &error);
tsk->files = newf;
...
}从代码看出，如果指定了 CLONE_FILES（创建线程的时候），只是在原有的 files_struct 里面 +1 就算是完事了，指针不变，仍然是复用创建它的进程的 files_struct 对象。
这就是进程和线程的其中一个区别，对于进程来讲，每一个进程都需要独立的 files_struct。但是对于线程来讲，它是和创建它的线程复用 files_struct 的。
再回忆一下创建线程的时候，传入的 flag 里也包括 CLONE_FS。如果指定了这个标志，就会复用当前进程的文件目录 - fs 成员。
对于创建进程来讲，没有传入这个标志，就会新创建一个 fs 出来。
好，我们继续看 copy_fs 的实现。
//file:kernel/fork.c
static int copy_fs(unsigned long clone_flags, struct task_struct *tsk)
{
struct fs_struct *fs = current->fs;
if (clone_flags & CLONE_FS) {
fs->users++;
return 0;
}
tsk->fs = copy_fs_struct(fs);
return 0;
}和 copy_files 函数类似，在 copy_fs 中如果指定了 CLONE_FS（创建线程的时候），并没有真正申请独立的 fs_struct 出来，近几年只是在原有的 fs 里的 users +1 就算是完事。
而在创建进程的时候，由于没有传递这个标志，会进入到 copy_fs_struct 函数中申请新的 fs_struct 并进行赋值拷贝。
创建线程的时候带了 CLONE_VM 标志，而创建进程的时候没带。接下来在 copy_mm 函数 中会根据是否有这个标志来决定是该和当前线程共享一份地址空间 mm_struct，还是创建一份新的。
//file:kernel/fork.c
static int copy_mm(unsigned long clone_flags, struct task_struct *tsk)
{
struct mm_struct *mm, *oldmm;
oldmm = current->mm;
if (clone_flags & CLONE_VM) {atomic_inc(&oldmm->mm_users);
mm = oldmm;
goto good_mm;
}
mm = dup_mm(tsk);
good_mm:
return 0;
}对于线程来讲，由于传入了 CLONE_VM 标记，所以不会申请新的 mm_struct 出来，而是共享其父进程的。
多线程程序中的所有线程都会共享其父进程的地址空间。
而对于多进程程序来说，每一个进程都有独立的 mm_struct(地址空间)。
因为在内核中线程和进程都是用 task_struct 来表示，只不过线程和进程的区别是会和创建它的父进程共享打开文件列表、目录信息、虚拟地址空间等数据结构，会更轻量一些。所以在 Linux 下的线程也叫轻量级进程。
在打开文件列表、目录信息、内存虚拟地址空间中，内存虚拟地址空间是最重要的。因此区分一个 Task 任务该叫线程还是该叫进程，一般习惯上就看它是否有独立的地址空间。如果有，就叫做进程，没有，就叫做线程。
这里展开多说一句，对于内核任务来说，无论有多少个任务，其使用地址空间都是同一个。所以一般都叫内核线程，而不是内核进程。
创建线程的整个过程我们就介绍完了。回头总结一下，对于线程来讲，其地址空间 mm_struct、目录信息 fs_struct、打开文件列表 files_struct 都是和创建它的任务共享的。
但是对于进程来讲，地址空间 mm_struct、挂载点 fs_struct、打开文件列表 files_struct 都要是独立拥有的，都需要去申请内存并初始化它们。
总之，在 Linux 内核中并没有对线程做特殊处理，还是由 task_struct 来管理。从内核的角度看，用户态的线程本质上还是一个进程。只不过和普通进程比，稍微“轻量”了那么一些。
那么线程具体能轻量多少呢？我之前曾经做过一个进程和线程的上下文切换开销测试。进程的测试结果是一次上下文切换平均 2.7 - 5.48 us 之间。线程上下文切换是 3.8 us 左右。总的来说，进程线程切换还是没差太多。
