用户态创建线程
线程不是一个完全由内核实现的机制，它是由内核态和用户态合作完成的。
pthread_create 不是一个系统调用，是 Glibc 库的一个函数，定义在 nptl/pthread_create.c。
int __pthread_create_2_1 (pthread_t *newthread, const pthread_attr_t *attr, void *(*start_routine) (void *), void *arg) { ...... } versioned_symbol (libpthread, __pthread_create_2_1, pthread_create, GLIBC_2_1);
pthread_create
// 处理线程的属性参数，如果没有传入线程属性，就取默认值。 const struct pthread_attr *iattr = (struct pthread_attr *) attr; struct pthread_attr default_attr; if (iattr == NULL) { ...... iattr = &default_attr; } // 用户态用于维护线程的结构 struct pthread *pd = NULL; // 创建线程栈 int err = ALLOCATE_STACK (iattr, &pd);
ALLOCATE_STACK
# define ALLOCATE_STACK(attr, pd) allocate_stack (attr, pd, &stackaddr) static int allocate_stack (const struct pthread_attr *attr, struct pthread **pdp, ALLOCATE_STACK_PARMS) { struct pthread *pd; size_t size; size_t pagesize_m1 = __getpagesize () - 1; ...... // 如果在线程属性里面设置过栈的大小，需要把设置的值拿出来 size = attr->stacksize; ...... // 为了防止栈的访问越界，在栈的末尾会有一块空间 guardsize，一旦访问到这里就错误了 /* Allocate some anonymous memory. If possible use the cache. */ size_t guardsize; void *mem; const int prot = (PROT_READ | PROT_WRITE | ((GL(dl_stack_flags) & PF_X) ? PROT_EXEC : 0)); /* Adjust the stack size for alignment. */ size &= ~__static_tls_align_m1; /* Make sure the size of the stack is enough for the guard and eventually the thread descriptor. */ guardsize = (attr->guardsize + pagesize_m1) & ~pagesize_m1; size += guardsize; // 线程栈是在进程的堆里面创建的，先看已经有的缓存中，是否有满足条件的 pd = get_cached_stack (&size, &mem); // 如果缓存里面没有，就需要调用 __mmap 创建一块新的 if (pd == NULL) { /* If a guard page is required, avoid committing memory by first allocate with PROT_NONE and then reserve with required permission excluding the guard page. */ mem = __mmap (NULL, size, (guardsize == 0) ? prot : PROT_NONE, MAP_PRIVATE | MAP_ANONYMOUS | MAP_STACK, -1, 0); // 线程栈是自顶向下生长的，pthread 结构放在栈底的位置 /* Place the thread descriptor at the end of the stack. */ #if TLS_TCB_AT_TP pd = (struct pthread *) ((char *) mem + size) - 1; #elif TLS_DTV_AT_TP pd = (struct pthread *) ((((uintptr_t) mem + size - __static_tls_size) & ~__static_tls_align_m1) - TLS_PRE_TCB_SIZE); #endif /* Now mprotect the required region excluding the guard area. */ // 计算出 guard 内存的位置 char *guard = guard_position (mem, size, guardsize, pd, pagesize_m1); // 设置这块内存是受保护的 setup_stack_prot (mem, size, guard, guardsize, prot); /* 填充 pthread 这个结构里面的成员变量 */ pd->stackblock = mem; pd->stackblock_size = size; pd->guardsize = guardsize; // 用于存放 Thread Specific Data 的，也即线程的全局变量 pd->specific[0] = pd->specific_1stblock; /* And add to the list of stacks in use. */ // 将这个线程栈放到 stack_used 链表中 stack_list_add (&pd->list, &stack_used); } *pdp = pd; void *stacktop; # if TLS_TCB_AT_TP /* The stack begins before the TCB and the static TLS block. */ stacktop = ((char *) (pd + 1) - __static_tls_size); # elif TLS_DTV_AT_TP stacktop = (char *) (pd - 1); # endif *stack = stacktop; ...... }
管理线程栈总共有两个链表，一个是 stack_used，也就是这个栈正被使用；
另一个是 stack_cache，就是上面说的，一旦线程结束，先缓存起来，不释放，等有其他的线程创建的时候，给其他的线程用。
内核态创建任务
pd->start_routine = start_routine; pd->arg = arg; pd->schedpolicy = self->schedpolicy; pd->schedparam = self->schedparam; /* Pass the descriptor to the caller. */ *newthread = (pthread_t) pd; atomic_increment (&__nptl_nthreads); // __nptl_nthreads 加一，说明又多了一个线程 retval = create_thread (pd, iattr, &stopped_start, STACK_VARIABLES_ARGS, &thread_ran);
真正创建线程的是调用 create_thread 函数。
static int create_thread (struct pthread *pd, const struct pthread_attr *attr, bool *stopped_start, STACK_VARIABLES_PARMS, bool *thread_ran) { const int clone_flags = (CLONE_VM | CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SYSVSEM | CLONE_SIGHAND | CLONE_THREAD | CLONE_SETTLS | CLONE_PARENT_SETTID | CLONE_CHILD_CLEARTID | 0); ARCH_CLONE (&start_thread, STACK_VARIABLES_ARGS, clone_flags, pd, &pd->tid, tp, &pd->tid)； /* It's started now, so if we fail below, we'll have to cancel it and let it clean itself up. */ *thread_ran = true; }
ARCH_CLONE，其实调用的是 __clone。
# define ARCH_CLONE __clone /* The userland implementation is: int clone (int (*fn)(void *arg), void *child_stack, int flags, void *arg), the kernel entry is: int clone (long flags, void *child_stack). The parameters are passed in register and on the stack from userland: rdi: fn rsi: child_stack rdx: flags rcx: arg r8d: TID field in parent r9d: thread pointer %esp+8: TID field in child The kernel expects: rax: system call number rdi: flags rsi: child_stack rdx: TID field in parent r10: TID field in child r8: thread pointer */ .text ENTRY (__clone) movq $-EINVAL,%rax ...... /* Insert the argument onto the new stack. */ subq $16,%rsi movq %rcx,8(%rsi) /* Save the function pointer. It will be popped off in the child in the ebx frobbing below. */ movq %rdi,0(%rsi) /* Do the system call. */ movq %rdx, %rdi movq %r8, %rdx movq %r9, %r8 mov 8(%rsp), %R10_LP movl $SYS_ify(clone),%eax ...... syscall ...... PSEUDO_END (__clone)
我们能看到最后调用了 syscall，这一点 clone 和我们原来熟悉的其他系统调用几乎是一致的。但是，也有少许不一样的地方。
如果在进程的主线程里面调用其他系统调用，当前用户态的栈是指向整个进程的栈，栈顶指针也是指向进程的栈，指令指针也是指向进程的主线程的代码。此时此刻执行到这里，调用 clone 的时候，用户态的栈、栈顶指针、指令指针和其他系统调用一样，都是指向主线程的。
但是对于线程来说，这些都要变。因为我们希望当 clone 这个系统调用成功的时候，除了内核里面有这个线程对应的 task_struct，当系统调用返回到用户态的时候，用户态的栈应该是线程的栈，栈顶指针应该指向线程的栈，指令指针应该指向线程将要执行的那个函数。
所以这些都需要我们自己做，将线程要执行的函数的参数和指令的位置都压到栈里面，当从内核返回，从栈里弹出来的时候，就从这个函数开始，带着这些参数执行下去。
接下来我们就要进入内核了。
SYSCALL_DEFINE5(clone, unsigned long, clone_flags, unsigned long, newsp, int __user *, parent_tidptr, int __user *, child_tidptr, unsigned long, tls) { return _do_fork(clone_flags, newsp, 0, parent_tidptr, child_tidptr, tls); }
重点关注这里 与 sys_fork 调用 _do_fork 的几个区别。
第一个是上面复杂的标志位设定。
// 对于 copy_files，原来是调用 dup_fd 复制一个 files_struct 的，现在因为 CLONE_FILES 标识位变成将原来的 files_struct 引用计数加一 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; out: return error; } // 对于 copy_fs，原来是调用 copy_fs_struct 复制一个 fs_struct，现在因为 CLONE_FS 标识位变成将原来的 fs_struct 的用户数加一 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; } // 对于 copy_sighand，原来是创建一个新的 sighand_struct，现在因为 CLONE_SIGHAND 标识位变成将原来的 sighand_struct 引用计数加一 static int copy_sighand(unsigned long clone_flags, struct task_struct *tsk) { struct sighand_struct *sig; if (clone_flags & CLONE_SIGHAND) { atomic_inc(¤t->sighand->count); return 0; } sig = kmem_cache_alloc(sighand_cachep, GFP_KERNEL); atomic_set(&sig->count, 1); memcpy(sig->action, current->sighand->action, sizeof(sig->action)); return 0; } // 对于 copy_signal，原来是创建一个新的 signal_struct，现在因为 CLONE_THREAD 直接返回了 static int copy_signal(unsigned long clone_flags, struct task_struct *tsk) { struct signal_struct *sig; if (clone_flags & CLONE_THREAD) return 0; sig = kmem_cache_zalloc(signal_cachep, GFP_KERNEL); tsk->signal = sig; init_sigpending(&sig->shared_pending); ...... } // 对于 copy_mm，原来是调用 dup_mm 复制一个 mm_struct，现在因为 CLONE_VM 标识位而直接指向了原来的 mm_struct 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) { mmget(oldmm); mm = oldmm; goto good_mm; } mm = dup_mm(tsk); good_mm: tsk->mm = mm; tsk->active_mm = mm; return 0; }
第二个就是对于亲缘关系的影响，毕竟我们要识别多个线程是不是属于一个进程。
如果是新进程，那这个进程的 group_leader 就是它自己，tgid 是它自己的 pid，这就完全重打锣鼓另开张了，自己是线程组的头。如果是新线程，group_leader 是当前进程的，group_leader，tgid 是当前进程的 tgid，也就是当前进程的 pid，这个时候还是拜原来进程为老大。
如果是新进程，新进程的 real_parent 是当前的进程，在进程树里面又见一辈人；如果是新线程，线程的 real_parent 是当前的进程的 real_parent，其实是平辈的。
p->pid = pid_nr(pid); if (clone_flags & CLONE_THREAD) { p->exit_signal = -1; p->group_leader = current->group_leader; p->tgid = current->tgid; } else { if (clone_flags & CLONE_PARENT) p->exit_signal = current->group_leader->exit_signal; else p->exit_signal = (clone_flags & CSIGNAL); p->group_leader = p; p->tgid = p->pid; } /* CLONE_PARENT re-uses the old parent */ if (clone_flags & (CLONE_PARENT|CLONE_THREAD)) { p->real_parent = current->real_parent; p->parent_exec_id = current->parent_exec_id; } else { p->real_parent = current; p->parent_exec_id = current->self_exec_id; }
第三，对于信号的处理，如何保证发给进程的信号虽然可以被一个线程处理，但是影响范围应该是整个进程的。
例如，kill 一个进程，则所有线程都要被干掉。如果一个信号是发给一个线程的 pthread_kill，则应该只有线程能够收到。
在 copy_process 的主流程里面，无论是创建进程还是线程，都会初始化 struct sigpending pending，也就是每个 task_struct，都会有这样一个成员变量。这就是一个信号列表。如果这个 task_struct 是一个线程，这里面的信号就是发给这个线程的；如果这个 task_struct 是一个进程，这里面的信号是发给主线程的。
init_sigpending(&p->pending);
另外，上面 copy_signal 的时候，我们可以看到，在创建进程的过程中，会初始化 signal_struct 里面的 struct sigpending shared_pending。但是，在创建线程的过程中，连 signal_struct 都共享了。也就是说，整个进程里的所有线程共享一个 shared_pending，这也是一个信号列表，是发给整个进程的，哪个线程处理都一样。
init_sigpending(&sig->shared_pending);
至此，clone 在内核的调用完毕，要返回系统调用，回到用户态。
用户态执行线程
根据 __clone 的第一个参数，回到用户态也不是直接运行我们指定的那个函数，而是一个通用的 start_thread，这是所有线程在用户态的统一入口。
#define START_THREAD_DEFN static int __attribute__ ((noreturn)) start_thread (void *arg) START_THREAD_DEFN { struct pthread *pd = START_THREAD_SELF; /* Run the code the user provided. */ THREAD_SETMEM (pd, result, pd->start_routine (pd->arg)); /* Call destructors for the thread_local TLS variables. */ /* Run the destructor for the thread-local data. */ __nptl_deallocate_tsd (); if (__glibc_unlikely (atomic_decrement_and_test (&__nptl_nthreads))) /* This was the last thread. */ exit (0); __free_tcb (pd); __exit_thread (); } void internal_function __free_tcb (struct pthread *pd) { ...... // 释放整个线程栈 __deallocate_stack (pd); } // 将指定线程栈从当前使用线程栈的列表 stack_used 中拿下来，放到缓存的线程栈列表 stack_cache 中 void internal_function __deallocate_stack (struct pthread *pd) { /* Remove the thread from the list of threads with user defined stacks. */ stack_list_del (&pd->list); /* Not much to do. Just free the mmap()ed memory. Note that we do not reset the 'used' flag in the 'tid' field. This is done by the kernel. If no thread has been created yet this field is still zero. */ if (__glibc_likely (! pd->user_stack)) (void) queue_stack (pd); }
整个线程的生命周期到这里就结束了。