linux內(nèi)核線程 [創(chuàng)建]

2019-11-14 09:57:57

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供稿：網(wǎng)友

本文以ARM架構(gòu)為例，講解linux的內(nèi)核線程是如何創(chuàng)建的。

Linux內(nèi)核在完成初始之后，會把控制權(quán)交給應(yīng)用程序。只有當(dāng)硬件中斷、軟中斷、異常等發(fā)生時，CPU才會從用戶空間切換到內(nèi)核空間來執(zhí)行相應(yīng)的處理，完成后又回來用戶空間。

如果內(nèi)核需要周期性地做一些事情（比如頁面的換入換出，磁盤高速緩存的刷新等），又該怎么辦呢？內(nèi)核線程（內(nèi)核進程）可以解決這個問題。

內(nèi)核線程(kernel thread)是由內(nèi)核自己創(chuàng)建的線程，也叫做守護線程(deamon)。在終端上用命令”ps -Al”列出的所有進程中，名字以k開關(guān)以d結(jié)尾的往往都是內(nèi)核線程，比如kthreadd、kswapd。

內(nèi)核線程與用戶線程的相同點是：

都由do_fork()創(chuàng)建，每個線程都有獨立的task_struct和內(nèi)核棧；都參與調(diào)度，內(nèi)核線程也有優(yōu)先級，會被調(diào)度器平等地?fù)Q入換出。

不同之處在于：

內(nèi)核線程只工作在內(nèi)核態(tài)中；而用戶線程則既可以運行在內(nèi)核態(tài)，也可以運行在用戶態(tài)；內(nèi)核線程沒有用戶空間，所以對于一個內(nèi)核線程來說，它的0~3G的內(nèi)存空間是空白的，它的current->mm是空的，與內(nèi)核使用同一張頁表；而用戶線程則可以看到完整的0~4G內(nèi)存空間。

在Linux內(nèi)核啟動的最后階段，系統(tǒng)會創(chuàng)建兩個內(nèi)核線程，一個是init，一個是kthreadd。其中init線程的作用是運行文件系統(tǒng)上的一系列”init”腳本，并啟動shell進程，所以init線程稱得上是系統(tǒng)中所有用戶進程的祖先，它的pid是1。kthreadd線程是內(nèi)核的守護線程，在內(nèi)核正常工作時，它永遠(yuǎn)不退出，是一個死循環(huán)，它的pid是2。

內(nèi)核初始化工作的最后一部分是在函數(shù)rest_init()中完成的。在這個函數(shù)中，主要做了4件事情，分別是：創(chuàng)建init線程，創(chuàng)建kthreadd線程，執(zhí)行schedule()開始調(diào)度，執(zhí)行cpu_idle()讓CPU進入idle狀態(tài)。經(jīng)過簡化的代碼如下：

12345678 staticnoinline void__init_refok rest_init(void)__releases(kernel_lock){kernel_thread(kernel_init, NULL, CLONE_FS | CLONE_SIGHAND);pid = kernel_thread(kthreadd, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES);schedule();cpu_idle();}

內(nèi)核線程的創(chuàng)建過程比較曲折，讓我們一步一步來看。

創(chuàng)建內(nèi)核線程的入口函數(shù)是kernel_thread，定義如下：

123456789101112131415 pid_t kernel_thread(int(*fn)(void *), void *arg, unsignedlong flags){structpt_regs regs;memset(&regs, 0,sizeof(regs));regs.ARM_r4 = (unsignedlong)arg;regs.ARM_r5 = (unsignedlong)fn;regs.ARM_r6 = (unsignedlong)kernel_thread_exit;regs.ARM_r7 = SVC_MODE | PSR_ENDSTATE | PSR_ISETSTATE;regs.ARM_pc = (unsignedlong)kernel_thread_helper;regs.ARM_cpsr = regs.ARM_r7 | PSR_I_BIT;returndo_fork(flags|CLONE_VM|CLONE_UNTRACED, 0, &regs, 0, NULL, NULL);}

它的第一個參數(shù)是線程所要執(zhí)行的函數(shù)的指針，第二個參數(shù)是線程的參數(shù)，第三個是線程屬性。

在kernel_thread()函數(shù)中先是準(zhǔn)備一些寄存器的值，并保存起來。然后執(zhí)行了do_fork()來復(fù)制task_struct內(nèi)容，并建立起自己的內(nèi)核棧。在kernel_thread() > do_fork() > copy_PRocess() > copy_thread()函數(shù)調(diào)用中，有一個很重要的操作需要留意一下：

123456789101112 intcopy_thread(unsignedlong clone_flags, unsignedlong stack_start,unsignedlong stk_sz, struct task_struct *p,struct pt_regs *regs){structthread_info *thread= task_thread_info(p);......memset(&thread->cpu_context, 0,sizeof(structcpu_context_save));thread->cpu_context.sp = (unsignedlong)childregs;thread->cpu_context.pc = (unsignedlong)ret_from_fork;......return0;}

注意這里把cpu_context中保存的pc寄存器值設(shè)為ret_from_fork函數(shù)的地址，這在后面調(diào)度的時候會用到。

注：前面的這兩段代碼中都有設(shè)置pc寄存器，但是所設(shè)的內(nèi)容是不同的：在kernel_thread()中設(shè)置的regs.ARM_*值最后會被壓入內(nèi)核棧，是在context_switch完成之后待要運行的目標(biāo)代碼；而在copy_thread()中設(shè)置的sp和pc則是thread_info結(jié)構(gòu)中cpu_context的值，是在context_switch()過程中要用的。

rest_init()中兩次調(diào)用過kernel_thread()之后，就分別創(chuàng)建好了init和kthreadd內(nèi)核線程的運行上下文，并已經(jīng)加入了運行隊列，隨時可以運行了。

接下來在schedule()里面最終會運行到switch_to()做上下文切換，這個函數(shù)的實現(xiàn)細(xì)節(jié)在此前的文章中已經(jīng)講過，不再贅述，這里只說我們的場景。在switch_to()完成之后，新線程的sp寄存器已經(jīng)切換到線程自己的棧上，新線程的pc則成了ret_from_fork。

接下來新線程就跳轉(zhuǎn)到ret_from_fork()函數(shù)繼續(xù)執(zhí)行。ret_from_fork()是用匯編代碼來寫的，用于fork系統(tǒng)調(diào)用（軟中斷）完成后的收尾工作。中斷的收尾工作最后都會要完成一件事情，就是恢復(fù)原先運行的“用戶”程序狀態(tài)，即彈出設(shè)置內(nèi)核棧上所保存的各寄存器值。而我們此前保存在這里的pc寄存器指向的是函數(shù)kernel_thread_helper()的地址，這個函數(shù)是用匯編寫的：

1234567891011 externvoid kernel_thread_helper(void);asm( ".pushsection .text/n"" .align/n"" .type kernel_thread_helper, #function/n""kernel_thread_helper:/n"" msr cpsr_c, r7/n"" mov r0, r4/n"" mov lr, r6/n"" mov pc, r5/n"" .size kernel_thread_helper, . - kernel_thread_helper/n"" .popsection");

這段代碼把pc值設(shè)為r5，在kernel_thread()中我們已經(jīng)把r5設(shè)為線程的目標(biāo)函數(shù)的值，而返回地址寄存器lr被設(shè)為r6，即此前設(shè)置的kernel_thread_exit()函數(shù)地址。

所以，接下來內(nèi)核線程將會被正式啟動，如果線程退出（即線程函數(shù)運行結(jié)束）的話，kernel_thread_exit()會做掃尾工作。

到這里，我們已經(jīng)講完了內(nèi)核線程啟動的整個過程。

最后我們看一下剛剛啟動起來的兩個內(nèi)核線程都做了哪些事情：

init線程：

12345678910111213141516 staticint __init kernel_init(void* unused){......init_post();}staticnoinline intinit_post(void) __releases(kernel_lock){......run_init_process("/sbin/init");run_init_process("/etc/init");run_init_process("/bin/init");run_init_process("/bin/sh");panic("No init found. Try passing init= option to kernel. ""See Linux Documentation/init.txt for guidance.");}

在init線程中，將運行完”/sbin/init”、”/etc/init”和”/bin/init”三個腳本，并啟動shell。run_init_process(“/bin/sh”)并不會返回，init線程就停在這里，以后所有的應(yīng)用程序進程都將從/bin/sh克隆，而sh來自init內(nèi)核線程，所以init線程最終成為所有用戶進程的祖先。

kthreadd線程：

1234567891011 int kthreadd(void *unused){for(;;) {if(list_empty(&kthread_create_list))schedule();while(!list_empty(&kthread_create_list)) {create_kthread(create);}}return0;}

可見，在每一次循環(huán)里kthreadd只做兩件事：如果有其它的內(nèi)核線程需要創(chuàng)建，就調(diào)用create_kthread()來逐個創(chuàng)建；如果沒有就調(diào)用schedule()把自己換出CPU，讓別的線程進來運行。

在內(nèi)核線程創(chuàng)建過程中還有兩個有趣的細(xì)節(jié)值得說一下：

雖然init線程是在kthreadd之前創(chuàng)建的，pid也比較小，但是在schedule()的時候，最先被選中先運行的是kthreadd。這不會有任何影響，因為kthreadd總會讓出CPU，init線程一定能啟動。進程號PID的分配是從0開始的，但是在”ps”命令中看不到0號進程。這是因為0號pid被分給了“啟動”內(nèi)核進程，就是完成了系統(tǒng)引導(dǎo)工作的那個進程。在函數(shù)rest_init()中，0號進程在創(chuàng)建完成了init和kthreadd兩個內(nèi)核線程之后，調(diào)用schedule()使得pid=1和2的兩個線程得以啟動，但是pid=0的線程并不參與調(diào)度，所以這個進程就再也得不到運行了。如下所示，在我們前面已經(jīng)看到過的這段代碼中，schedule()不會返回，最后一行的cpu_idle()其實是不會被運行到的：