linux 2.6进程与线程
1 > 线程和进程的差别
线程机制支持并发程序设计技术，在多处理器上能真正保证并行处理。而在linux实现线程很特别，linux把所有的线程都当作线程实现。
linux下线程看起来就像普通进程(只是该进程和其他进程共享资源，如地址空间)。上述机制与Microsoft windows或是Sun Solaris实现
差异很大。这些系统提供专门支持线程机制(轻量级进程)。
在现代操作系统中，进程支持多线程。进程是资源管理及分配的最小单元；而线程是程序执行的最小单元。一个进程的组成实体可以分为两大部分：线程集和资源集。进程中的线程是动态的对象，代表了进程指令的执行过程。资源，包括地址空间、打开的文件、用户信息等等，由进程内的线程共享。线程有自己的私有数据：程序计数器，栈空间以及寄存器。
现实中有很多需要并发处理的任务，如数据库的服务器端、网络服务器、大容量计算等。
如果采用多进程的方法，则有如下问题：
1> fork一个子进程的消耗是很大的，fork是一个昂贵的系统调用。
2> 各个进程拥有自己独立的地址空间，进程间的协作需要复杂的IPC技术，如消息传递和共享内存等。
线程推广了进程的概念，使一个进程可以包含多个活动（或者说执行序列等等）。多线程的优点和缺点实际上是对立统一的。使用线程的优点在于：
1> 改进程序的实时响应能力；
2> 更有效的使用多处理器，真正的并行(parallelism)；
3> 改进程序结构，具备多个控制流；
4> 通讯方便，由于共享进程的代码和全局数据；
5> 减少对系统资源的使用。对属于同一个进程的线程之间进行调度切换时不需要调用系统调用，因此将减少额外的消耗，往往一个进程可以启动上千个线程也没有什么问题。
缺点在于：
由于各线程共享进程的地址空间，因此可能会导致竞争，因此对某一块有多个线程要访问的数据需要一些同步技术。
2 > 线程的分类
2.1 内核线程
Linux内核可以看作一个服务进程(管理软硬件资源，响应用户进程的种种合理以及不合理的请求)。内核需要多个执行流并行，为了防止可能的阻塞，多线程化是必要的。内核线程就是内核的分身，一个分身可以处理一件特定事情。Linux内核使用内核线程来将内核分成几个功能模块，像kswapd、 kflushd等，这在处理异步事件如异步IO时特别有用。内核线程的使用是廉价的，唯一使用的资源就是内核栈和上下文切换时保存寄存器的空间。支持多线程的内核叫做多线程内核(Multi-Threads kernel )。内核线程的调度由内核负责，一个内核线程处于阻塞状态时不影响其他的内核线程，因为其是调度的基本单位。这与用户线程是不一样的。
2.2用户线程
用户线程在用户空间中实现，内核并没有直接对用户线程进程调度，内核的调度对象和传统进程一样，还是进程本身，内核并不知道用户线程的存在。
由于Linux内核没有轻量级进程（线程）的概念，因此不能独立的对用户线程进行调度，而是由一个线程运行库来组织线程的调度，其主要工作在于在各个线程的栈之间调度。如果一个进程中的某一个线程调用了一个阻塞的系统调用，整个进程就会被调度程序切换为等待状态，其他线程得不到运行的机会。因此linux 使用了异步I/O机制。
3 > 内核线程
内核线程（thread）或叫守护进程(daemon)，在操作系统中占据相当大的比例，当Linux操作系统启动以后，尤其是X window也启动以后，你可以用”ps -ef”命令查看系统中的进程，这时会发现很多以”d”结尾的进程名，确切说名称显示里面加 "[]"的，这些进程就是内核线程。系统的启动是从硬件->内核->用户态进程的，pid的分配是一个往前的循环的过程，所以随系统启动的内核线程的pid往往很小。
UID PID PPID C STIME TTY TIME CMD
root 1 0 0 09:42 ? 00:00:01 /sbin/init
root 2 0 0 09:42 ? 00:00:00 [kthreadd]
root 3 2 0 09:42 ? 00:00:00 [migration/0]
root 4 2 0 09:42 ? 00:00:00 [ksoftirqd/0]
root 5 2 0 09:42 ? 00:00:00 [watchdog/0]
root 6 2 0 09:42 ? 00:00:00 [events/0]
root 7 2 0 09:42 ? 00:00:00 [khelper]
root 40 2 0 09:42 ? 00:00:00 [kblockd/0]
root 64 2 0 09:42 ? 00:00:00 [kseriod]
root 110 2 0 09:42 ? 00:00:00 [pdflush]
root 111 2 0 09:42 ? 00:00:00 [pdflush]
root 112 2 0 09:42 ? 00:00:00 [kswapd0]
root 151 2 0 09:42 ? 00:00:00 [aio/0]
root 1327 2 0 09:42 ? 00:00:00 [ksuspend_usbd]
root 1330 2 0 09:42 ? 00:00:00 [khubd]
root 1362 2 0 09:42 ? 00:00:00 [ata/0]
root 1370 2 0 09:42 ? 00:00:00 [ata_aux]
root 1428 2 0 09:42 ? 00:00:00 [scsi_eh_0]
root 1430 2 0 09:42 ? 00:00:01 [scsi_eh_1]
root 2304 2 0 09:42 ? 00:00:00 [kjournald]
root 2507 1 0 09:42 ? 00:00:00 /sbin/udevd --daemon
root 2787 2 0 09:42 ? 00:00:00 [kgameportd]
root 3698 2 0 09:42 ? 00:00:00 [kapmd]
root 3872 2 0 09:42 ? 00:00:00 [kjournald]
3.1 内核线程
events 处理内核事件很多软硬件事件(比如断电，文件变更)被转换为events，并分发给对相应事件感兴趣的线程进行响应
ksoftirqd 处理软中断硬件中断处理往往需要关中断，而这个时间不能太长，否则会丢失新的中断。所以中断处理的很大一部分工作移出，转给任劳任怨的ksoftirqd在中断之外进行处理。比如一个网络包，从网卡里面取出这个过程可能需要关中断，但是TCP/IP协议处理就不必关中断了
kblockd 管理磁盘块读写
kjournald Ext3文件系统的日志管理 通常每个 _已mount_ 的 Ext3分区会有一个 kjournald看管，各分区的日志是独立
pdflush dirty内存页面的回写太多dirty的页面意味着风险，比如故障时候的内容丢失，以及对突发的大量物理内存请求的响应(大量回写会导致糟糕的响应时间)
kswapd 内存回收 确保系统空闲物理内存的数量在一个合适的范围
aio 代替用户进程管理io 用以支持用户态的AIO
3.2 用户进程
crond 执行定时任务
init 为内核创建的第一个线程。引导用户空间服务，管理孤儿线程，以及运行级别的转换
mingetty 等待用户从tty登录
bash shell进程，一个命令行形式的系统接口；接受用户的命令，并进行解释、执
sshd ssh登录、文件传输、命令执行 等操作的服务进程
klogd 从内核信息缓冲区获取打印信息。内核在发现异常的时候，往往会输出一些消息给用户，这个对于故障处理很有用
syslogd 系统日志进程
udevd 支持用户态设备操作 (userspace device)
4> 创建线程 clone_flags
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。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()：
long do_fork(unsigned long clone_flags, unsigned long stack_start,
struct pt_regs *regs,
unsigned long stack_size,
int __user *parent_tidptr,
int __user *child_tidptr)
其中的clone_flags取自以下宏的"或"值：
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。
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。
对内核线程的虚拟空间总结一下：
１、创建的时候：
父进程是用户进程，则mm和active_mm均共享父进程的，然后内核线程一般调用daemonize适头舖m
父进程是内核线程，则mm和active_mm均为NULL
总之，内核线程的mm = NULL；进程调度的时候以此为依据判断是用户进程还是内核线程。
２、进程调度的时候
如果切换进来的是内核线程，则置active_mm为切换出去的进程的active_mm；
如果切换出去的是内核线程，则置active_mm为NULL。
linux在创建用户任务的时候，给每个任务都分配了一个kernel mode stack。一个运行在用户态的任务如果被一个IRQ打断，中断处理要做一次堆栈切换。这时linux好像使用了任务的kernel mode stack，也就是说linux系统中没有一个唯一的系统堆栈，而是每一个任务都有一个系统堆栈，中断处理的栈使用的就是被打断任务的系统堆栈。内核线程也是进程，只不过没有自己的用户空间，但task_struct和内核堆栈还是得有的，要不怎么运行呢？
[1.内核在主动进行进程调度时,可以自己设置将要投入运行进程的sp0为TSS段中的sp0,则该用户进程在进入内核后使用的是它自身的系统堆栈,但如果cpu运行在某一用户进程时,而为另一用户进程服务的外部中断发生了,在进入内核后使用的是当前用户进程的系统堆栈,还是中断服务的另一用户进程的系统堆栈呢?
2操作系统映象是否拥有自己的堆栈空间?还是利用用户进程的系统堆栈?
回答： 1。外部中断不是为某个用户进程服务的，是为整个操作系统服务的，它始终用当前进程的核心堆栈。
2。用用户进程的系统堆栈。
线程机制支持并发程序设计技术，在多处理器上能真正保证并行处理。而在linux实现线程很特别，linux把所有的线程都当作线程实现。
linux下线程看起来就像普通进程(只是该进程和其他进程共享资源，如地址空间)。上述机制与Microsoft windows或是Sun Solaris实现
差异很大。这些系统提供专门支持线程机制(轻量级进程)。
在现代操作系统中，进程支持多线程。进程是资源管理及分配的最小单元；而线程是程序执行的最小单元。一个进程的组成实体可以分为两大部分：线程集和资源集。进程中的线程是动态的对象，代表了进程指令的执行过程。资源，包括地址空间、打开的文件、用户信息等等，由进程内的线程共享。线程有自己的私有数据：程序计数器，栈空间以及寄存器。
现实中有很多需要并发处理的任务，如数据库的服务器端、网络服务器、大容量计算等。
如果采用多进程的方法，则有如下问题：
1> fork一个子进程的消耗是很大的，fork是一个昂贵的系统调用。
2> 各个进程拥有自己独立的地址空间，进程间的协作需要复杂的IPC技术，如消息传递和共享内存等。
线程推广了进程的概念，使一个进程可以包含多个活动（或者说执行序列等等）。多线程的优点和缺点实际上是对立统一的。使用线程的优点在于：
1> 改进程序的实时响应能力；
2> 更有效的使用多处理器，真正的并行(parallelism)；
3> 改进程序结构，具备多个控制流；
4> 通讯方便，由于共享进程的代码和全局数据；
5> 减少对系统资源的使用。对属于同一个进程的线程之间进行调度切换时不需要调用系统调用，因此将减少额外的消耗，往往一个进程可以启动上千个线程也没有什么问题。
缺点在于：
由于各线程共享进程的地址空间，因此可能会导致竞争，因此对某一块有多个线程要访问的数据需要一些同步技术。
2 > 线程的分类
2.1 内核线程
Linux内核可以看作一个服务进程(管理软硬件资源，响应用户进程的种种合理以及不合理的请求)。内核需要多个执行流并行，为了防止可能的阻塞，多线程化是必要的。内核线程就是内核的分身，一个分身可以处理一件特定事情。Linux内核使用内核线程来将内核分成几个功能模块，像kswapd、 kflushd等，这在处理异步事件如异步IO时特别有用。内核线程的使用是廉价的，唯一使用的资源就是内核栈和上下文切换时保存寄存器的空间。支持多线程的内核叫做多线程内核(Multi-Threads kernel )。内核线程的调度由内核负责，一个内核线程处于阻塞状态时不影响其他的内核线程，因为其是调度的基本单位。这与用户线程是不一样的。
2.2用户线程
用户线程在用户空间中实现，内核并没有直接对用户线程进程调度，内核的调度对象和传统进程一样，还是进程本身，内核并不知道用户线程的存在。
由于Linux内核没有轻量级进程（线程）的概念，因此不能独立的对用户线程进行调度，而是由一个线程运行库来组织线程的调度，其主要工作在于在各个线程的栈之间调度。如果一个进程中的某一个线程调用了一个阻塞的系统调用，整个进程就会被调度程序切换为等待状态，其他线程得不到运行的机会。因此linux 使用了异步I/O机制。
3 > 内核线程
内核线程（thread）或叫守护进程(daemon)，在操作系统中占据相当大的比例，当Linux操作系统启动以后，尤其是X window也启动以后，你可以用”ps -ef”命令查看系统中的进程，这时会发现很多以”d”结尾的进程名，确切说名称显示里面加 "[]"的，这些进程就是内核线程。系统的启动是从硬件->内核->用户态进程的，pid的分配是一个往前的循环的过程，所以随系统启动的内核线程的pid往往很小。
UID PID PPID C STIME TTY TIME CMD
root 1 0 0 09:42 ? 00:00:01 /sbin/init
root 2 0 0 09:42 ? 00:00:00 [kthreadd]
root 3 2 0 09:42 ? 00:00:00 [migration/0]
root 4 2 0 09:42 ? 00:00:00 [ksoftirqd/0]
root 5 2 0 09:42 ? 00:00:00 [watchdog/0]
root 6 2 0 09:42 ? 00:00:00 [events/0]
root 7 2 0 09:42 ? 00:00:00 [khelper]
root 40 2 0 09:42 ? 00:00:00 [kblockd/0]
root 64 2 0 09:42 ? 00:00:00 [kseriod]
root 110 2 0 09:42 ? 00:00:00 [pdflush]
root 111 2 0 09:42 ? 00:00:00 [pdflush]
root 112 2 0 09:42 ? 00:00:00 [kswapd0]
root 151 2 0 09:42 ? 00:00:00 [aio/0]
root 1327 2 0 09:42 ? 00:00:00 [ksuspend_usbd]
root 1330 2 0 09:42 ? 00:00:00 [khubd]
root 1362 2 0 09:42 ? 00:00:00 [ata/0]
root 1370 2 0 09:42 ? 00:00:00 [ata_aux]
root 1428 2 0 09:42 ? 00:00:00 [scsi_eh_0]
root 1430 2 0 09:42 ? 00:00:01 [scsi_eh_1]
root 2304 2 0 09:42 ? 00:00:00 [kjournald]
root 2507 1 0 09:42 ? 00:00:00 /sbin/udevd --daemon
root 2787 2 0 09:42 ? 00:00:00 [kgameportd]
root 3698 2 0 09:42 ? 00:00:00 [kapmd]
root 3872 2 0 09:42 ? 00:00:00 [kjournald]
3.1 内核线程
events 处理内核事件很多软硬件事件(比如断电，文件变更)被转换为events，并分发给对相应事件感兴趣的线程进行响应
ksoftirqd 处理软中断硬件中断处理往往需要关中断，而这个时间不能太长，否则会丢失新的中断。所以中断处理的很大一部分工作移出，转给任劳任怨的ksoftirqd在中断之外进行处理。比如一个网络包，从网卡里面取出这个过程可能需要关中断，但是TCP/IP协议处理就不必关中断了
kblockd 管理磁盘块读写
kjournald Ext3文件系统的日志管理 通常每个 _已mount_ 的 Ext3分区会有一个 kjournald看管，各分区的日志是独立
pdflush dirty内存页面的回写太多dirty的页面意味着风险，比如故障时候的内容丢失，以及对突发的大量物理内存请求的响应(大量回写会导致糟糕的响应时间)
kswapd 内存回收 确保系统空闲物理内存的数量在一个合适的范围
aio 代替用户进程管理io 用以支持用户态的AIO
3.2 用户进程
crond 执行定时任务
init 为内核创建的第一个线程。引导用户空间服务，管理孤儿线程，以及运行级别的转换
mingetty 等待用户从tty登录
bash shell进程，一个命令行形式的系统接口；接受用户的命令，并进行解释、执
sshd ssh登录、文件传输、命令执行 等操作的服务进程
klogd 从内核信息缓冲区获取打印信息。内核在发现异常的时候，往往会输出一些消息给用户，这个对于故障处理很有用
syslogd 系统日志进程
udevd 支持用户态设备操作 (userspace device)
4> 创建线程 clone_flags
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。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()：
long do_fork(unsigned long clone_flags, unsigned long stack_start,
struct pt_regs *regs,
unsigned long stack_size,
int __user *parent_tidptr,
int __user *child_tidptr)
其中的clone_flags取自以下宏的"或"值：
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。
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。
对内核线程的虚拟空间总结一下：
１、创建的时候：
父进程是用户进程，则mm和active_mm均共享父进程的，然后内核线程一般调用daemonize适头舖m
父进程是内核线程，则mm和active_mm均为NULL
总之，内核线程的mm = NULL；进程调度的时候以此为依据判断是用户进程还是内核线程。
２、进程调度的时候
如果切换进来的是内核线程，则置active_mm为切换出去的进程的active_mm；
如果切换出去的是内核线程，则置active_mm为NULL。
linux在创建用户任务的时候，给每个任务都分配了一个kernel mode stack。一个运行在用户态的任务如果被一个IRQ打断，中断处理要做一次堆栈切换。这时linux好像使用了任务的kernel mode stack，也就是说linux系统中没有一个唯一的系统堆栈，而是每一个任务都有一个系统堆栈，中断处理的栈使用的就是被打断任务的系统堆栈。内核线程也是进程，只不过没有自己的用户空间，但task_struct和内核堆栈还是得有的，要不怎么运行呢？
[1.内核在主动进行进程调度时,可以自己设置将要投入运行进程的sp0为TSS段中的sp0,则该用户进程在进入内核后使用的是它自身的系统堆栈,但如果cpu运行在某一用户进程时,而为另一用户进程服务的外部中断发生了,在进入内核后使用的是当前用户进程的系统堆栈,还是中断服务的另一用户进程的系统堆栈呢?
2操作系统映象是否拥有自己的堆栈空间?还是利用用户进程的系统堆栈?
回答： 1。外部中断不是为某个用户进程服务的，是为整个操作系统服务的，它始终用当前进程的核心堆栈。
2。用用户进程的系统堆栈。