从"复制进程"到"按需共享":clone、futex 与线程

fork 造的是进程——整个地址空间、文件描述符表、信号处理表,统统复制一份(地址空间还是写时复制的懒复制,但逻辑上是"新的一套")。可很多时候你要的不是"全新一套",而是线程:共享同一块地址空间、同一套文件描述符,只是各自有独立的执行流和栈。Linux 的 clone 就是干这个的——它按一组 flag 决定"哪些共享、哪些复制",共享到极致就是线程。这一章实现 clone,配上 futex(线程怎么同步)、TLS(每线程的局部存储)、cleartid(pthread_join 的底),把 POSIX 线程的内核基础铺好。

clone:按 flag 共享或复制

clone 和 fork 的区别全在一组 CLONE_* flag:带哪个 flag,对应资源就共享指针(指向同一份);不带,就复制一份(fork 语义)。

• CLONE_VM → 共享地址空间。这就是线程——两个执行流跑在同一套页表上;
• CLONE_FILES → 共享文件描述符表;CLONE_SIGHAND → 共享信号处理表;CLONE_FS → 共享当前工作目录;
• CLONE_THREAD → 兄弟关系:新线程和调用者同属一个线程组(同 tgid),getpid 都返组长的 pid。

// kernel/syscall/sys_clone.hpp —— Linux 风格 clone
int64_t sys_clone(uint64_t flags, uint64_t stack, uint64_t parent_tid, uint64_t child_tid, ...);

能这么"按 flag共享指针",有赖于一个前置:这些资源(地址空间、fd 表、信号表、cwd)从"深拷贝"改成了带引用计数的共享对象。共享指针时 bump 引用计数,析构时减。否则共享指向的东西会被一边提前释放——这是 clone 能落地的前提。

TLS:每个线程自己的小块地盘

线程共享地址空间,但每个线程得有只属于自己的存储(比如 errno 的位置、线程局部变量)。这就是 TLS(Thread-Local Storage)。x86-64 上,%fs 段寄存器指向当前线程的 TLS 区——每个线程的 %fs 基址不同。

clone 带 CLONE_SETTLS 时,把子线程的 fs_base 设成调用者给的 TLS 地址;上下文切换切入这个线程时,恢复它的 fs_base。于是每线程访问"自己的 %fs 段",拿到的是各自的 TLS。

futex:线程同步的底

上一篇把 futex 的设计思想(用户态快速路径 + 内核慢路径、等待队列靠"键"匹配)讲透了,这里看 Cinux 怎么落地。futex 的系统调用长这样:

// kernel/syscall/sys_futex.hpp
int64_t sys_futex(uint64_t uaddr, uint64_t op, uint64_t val, ...);

FUTEX_WAIT 在 *uaddr == val 时把当前线程挂起、FUTEX_WAKE 唤醒等者。内核侧维护一张按键哈希的等待队列——Cinux 这版的键,选的是概念节里"键的选择"那档最便宜的:裸的虚拟地址 uaddr。具体是 sys_futex.cpp 里 256 个桶,bucket_for(uaddr) = (uaddr >> 2) & 255,wait / wake 都按 uaddr 匹配。

上一篇讲过,拿虚拟地址当键,代价是只能管同一个地址空间里的同步。所以 Cinux 的 FUTEX_PRIVATE_FLAG(在 sys_futex.hpp 里定义了值 0x80)直接忽略——因为键本来就是裸 uaddr,没有任何"跨进程解析"的路径,相当于把所有 futex 都当私有处理。结果是:Cinux 的 futex 只在线程间有效(即 CLONE_VM);跨进程同步(两个进程通过共享内存映射的同一个字做 futex)这版做不了——不同进程的同一个 uaddr 指向不同物理页,键对不上。Linux 那堆进阶机制咱们也没碰:futex 重排(FUTEX_REQUEUE,把等待者从一个 futex 搬到另一个避免惊群)、优先级继承(FUTEX_LOCK_PI,治优先级反转)、robust list(线程异常退出时自动放锁)。够线程库用的内核底座,这章齐了;跨进程同步和那些进阶机制,留后续。

cleartid:pthread_join 的内核侧

线程要能被"等"——pthread_join。怎么实现的?clone 带 CLONE_CHILD_CLEARTID 时,记一个用户地址(child_tid)。线程退出时(task_exit_cleartid),把这个地址清零 + futex_wake 一个等者。而 pthread_join 就是在这个地址上 futex_wait。于是被 join 的线程一退出、清零、唤醒,join 的线程就被唤醒——零额外机制,完全复用 futex。这就是 Linux pthread_join 的内核侧协议。

一个不简单的点:新线程的用户栈

fork 的子进程返回父栈(写时复制共享)。可 clone 的子线程要返回调用者给的栈(线程有自己的栈),不能返回父栈。怎么做到?

系统调用入口建的寄存器帧(pt_regs)固定在内核栈顶的一个位置,其中 user_rsp(用户栈指针)在帧的 offset 0。clone 复用 fork 的"拷贝父内核栈"机制(子内核栈是父栈的副本,含这个帧),然后直接改子帧的 user_rsp 槽:

if (stack != 0)
    *(uint64_t*)(child->kernel_stack_top - kSyscallFrameSize) = stack;   // 帧在栈顶固定位置,kSyscallFrameSize=128,见 process_internal.hpp:49

子线程经返回路径回到用户态时,user_rsp 就成了调用者给的栈、user_rip 是父的(共享代码)、rax=0(线程组里子线程 clone 返 0)。帧在栈顶固定位置,直接按 kernel_stack_top 定位,不用从当前栈指针算偏移。

验证

grep -rn 'sys_clone\|sys_futex' kernel/syscall/
grep -rn 'fs_base\|task_exit_cleartid\|CLONE_SETTLS\|CLONE_CHILD_CLEARTID\|CLONE_VM' kernel/proc/process.hpp kernel/proc/fork.cpp kernel/proc/clone.cpp

构建:

cmake -B build -S . && cmake --build build -j$(nproc) > /tmp/b.log 2>&1; echo "build=$?"

端到端:内核测试里 clone(CLONE_VM|CLONE_THREAD|CLONE_SETTLS, stack, ...) 起兄弟线程——两个线程同属一个线程组(同 tgid)、各跑各的 TLS、用 futex 协调。真用户态的 pthread 程序要等后面 musl 的 libpthread;但内核侧的线程原语,这一章就齐了。想体会 futex 的快速路径:无竞争时拿锁、放锁全在用户态原子指令完成,一次系统调用都不用——只有真冲突才进内核。