本文以ARM架构为例，讲解linux的内核线程是如何创建的。
Linux内核在完成初始之后，会把控制权交给应用程序。只有当硬件中断、软中断、异常等发生时，CPU才会从用户空间切换到内核空间来执行相应的处理，完成后又回来用户空间。
如果内核需要周期性地做一些事情（比如页面的换入换出，磁盘高速缓存的刷新等），又该怎么办呢？内核线程（内核进程）可以解决这个问题。
内核线程(kernel thread)是由内核自己创建的线程，也叫做守护线程(deamon)。在终端上用命令”ps -Al”列出的所有进程中，名字以k开关以d结尾的往往都是内核线程，比如kthreadd、kswapd。
内核线程与用户线程的相同点是：
都由do_fork()创建，每个线程都有独立的task_struct和内核栈；都参与调度，内核线程也有优先级，会被调度器平等地换入换出。不同之处在于：
内核线程只工作在内核态中；而用户线程则既可以运行在内核态，也可以运行在用户态；内核线程没有用户空间，所以对于一个内核线程来说，它的0~3G的内存空间是空白的，它的current->mm是空的，与内核使用同一张页表；而用户线程则可以看到完整的0~4G内存空间。在Linux内核启动的最后阶段，系统会创建两个内核线程，一个是init，一个是kthreadd。其中init线程的作用是运行文件系统上的一系列”init”脚本，并启动shell进程，所以init线程称得上是系统中所有用户进程的祖先，它的pid是1。kthreadd线程是内核的守护线程，在内核正常工作时，它永远不退出，是一个死循环，它的pid是2。
内核初始化工作的最后一部分是在函数rest_init()中完成的。在这个函数中，主要做了4件事情，分别是：创建init线程，创建kthreadd线程，执行schedule()开始调度，执行cpu_idle()让CPU进入idle状态。经过简化的代码如下：
| 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();} |
内核线程的创建过程比较曲折，让我们一步一步来看。
创建内核线程的入口函数是kernel_thread，定义如下：
| 123456789101112131415 | pid_t kernel_thread(int(*fn)(void *), void *arg, unsignedlong flags){structpt_regs regs;memset(®s, 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, ®s, 0, NULL, NULL);} |
它的第一个参数是线程所要执行的函数的指针，第二个参数是线程的参数，第三个是线程属性。
在kernel_thread()函数中先是准备一些寄存器的值，并保存起来。然后执行了do_fork()来复制task_struct内容，并建立起自己的内核栈。在kernel_thread() > do_fork() > copy_PRocess() > copy_thread()函数调用中，有一个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;} |
注意这里把cpu_context中保存的pc寄存器值设为ret_from_fork函数的地址，这在后面调度的时候会用到。
注：前面的这两段代码中都有设置pc寄存器，但是所设的内容是不同的：在kernel_thread()中设置的regs.ARM_*值最后会被压入内核栈，是在context_switch完成之后待要运行的目标代码；而在copy_thread()中设置的sp和pc则是thread_info结构中cpu_context的值，是在context_switch()过程中要用的。
rest_init()中两次调用过kernel_thread()之后，就分别创建好了init和kthreadd内核线程的运行上下文，并已经加入了运行队列，随时可以运行了。
接下来在schedule()里面最终会运行到switch_to()做上下文切换，这个函数的实现细节在此前的文章中已经讲过，不再赘述，这里只说我们的场景。在switch_to()完成之后，新线程的sp寄存器已经切换到线程自己的栈上，新线程的pc则成了ret_from_fork。
接下来新线程就跳转到ret_from_fork()函数继续执行。ret_from_fork()是用汇编代码来写的，用于fork系统调用（软中断）完成后的收尾工作。中断的收尾工作最后都会要完成一件事情，就是恢复原先运行的“用户”程序状态，即弹出设置内核栈上所保存的各寄存器值。而我们此前保存在这里的pc寄存器指向的是函数kernel_thread_helper()的地址，这个函数是用汇编写的：
| 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"); |
这段代码把pc值设为r5，在kernel_thread()中我们已经把r5设为线程的目标函数的值，而返回地址寄存器lr被设为r6，即此前设置的kernel_thread_exit()函数地址。
所以，接下来内核线程将会被正式启动，如果线程退出（即线程函数运行结束）的话，kernel_thread_exit()会做扫尾工作。
到这里，我们已经讲完了内核线程启动的整个过程。
最后我们看一下刚刚启动起来的两个内核线程都做了哪些事情：
init线程：
| 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线程中，将运行完”/sbin/init”、”/etc/init”和”/bin/init”三个脚本，并启动shell。run_init_process(“/bin/sh”)并不会返回，init线程就停在这里，以后所有的应用程序进程都将从/bin/sh克隆，而sh来自init内核线程，所以init线程最终成为所有用户进程的祖先。
kthreadd线程：
| 1234567891011 | int kthreadd(void *unused){for(;;) {if(list_empty(&kthread_create_list))schedule();while(!list_empty(&kthread_create_list)) {create_kthread(create);}}return0;} |
可见，在每一次循环里kthreadd只做两件事：如果有其它的内核线程需要创建，就调用create_kthread()来逐个创建；如果没有就调用schedule()把自己换出CPU，让别的线程进来运行。
在内核线程创建过程中还有两个有趣的细节值得说一下：
虽然init线程是在kthreadd之前创建的，pid也比较小，但是在schedule()的时候，最先被选中先运行的是kthreadd。这不会有任何影响，因为kthreadd总会让出CPU，init线程一定能启动。进程号PID的分配是从0开始的，但是在”ps”命令中看不到0号进程。这是因为0号pid被分给了“启动”内核进程，就是完成了系统引导工作的那个进程。在函数rest_init()中，0号进程在创建完成了init和kthreadd两个内核线程之后，调用schedule()使得pid=1和2的两个线程得以启动，但是pid=0的线程并不参与调度，所以这个进程就再也得不到运行了。如下所示，在我们前面已经看到过的这段代码中，schedule()不会返回，最后一行的cpu_idle()其实是不会被运行到的：| 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();<del>cpu_idle();</del>} |
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