在 Linux 操作系统中，每个任务都以「进程」的形式存在。但 Linux 下的「线程」又是什么？Linux 并没有单独定义一种全新数据结构来表示线程，而是将线程视为一种特殊的进程——一种共享资源的轻量级进程。然而，在具体实现和运行机制上，线程与进程又存在诸多关键差异，这也使得理解二者的区别和联系非常重要。

进程和线程共享许多核心机制，但在创建、调度、资源共享、同步和消亡等环节又体现出微妙的不同。例如：

• 进程通常通过fork()系统调用创建，而线程更多地使用pthread_create()，但在内核中二者最终都归结到kernel_clone方法。
• 线程共享内存空间、文件描述符等资源，但仍有私有的数据，如线程局部存储（TLS）。
• 线程在同步机制上广泛使用futex原语来实现互斥锁和条件变量，体现出与进程级同步不同的性能优势。

为了深入理解进程与线程的生命周期，本系列博文将通过 Linux 内核6.12与 glibc 库的源码，详细探索如下关键问题：

• 进程与线程各自如何诞生？它们的创建方式在内核和glibc库中有哪些异同？
• 内核如何调度和管理进程与线程？为何说线程调度和进程调度实际上共享同一套机制？
• 线程和进程如何实现资源共享和隔离？同步、阻塞机制又如何在其中发挥作用？
• 最终，进程和线程如何结束自己的生命周期？内核又如何回收它们各自的资源？

1.进程和线程的概念

在探讨进程与线程的区别时，人们往往更关注它们在概念和资源管理上的差异。但实际上，在 Linux 内核中，进程与线程之间的相同点远远多于不同点。虽然经典操作系统理论中，我们通常会将进程抽象为进程控制块（Process Control Block, PCB），线程抽象为线程控制块（Thread Control Block, TCB），但 Linux 内核却做了更统一、更精巧的设计：Linux 内核统一使用了一个核心的数据结构——task_struct，来同时表示进程和线程。

在 Linux 内核源码中，task_struct结构定义如下（节选部分关键字段）：

struct task_struct {
    // 1. 进程或线程的当前状态（运行、阻塞、停止等）
    unsigned int			__state;
    ......

    // 2. 进程或线程的优先级信息，用于内核调度
    int				prio;
    int				static_prio;
    int				normal_prio;
    unsigned int			rt_priority;

    // 3. 进程或线程的地址空间描述符（虚拟内存管理）
    struct mm_struct		*mm;
    struct mm_struct		*active_mm;

    // 4. 进程和线程的标识（PID与线程组ID）
    pid_t				pid;
    pid_t				tgid;

    // 5. 进程或线程之间的父子、兄弟关系，用于构成进程树
    struct task_struct __rcu	*parent;
    struct list_head		children;
    struct list_head		sibling;
    struct task_struct		*group_leader;

    // 6. 进程或线程的文件系统上下文（根目录、当前工作目录等）
    struct fs_struct		*fs;

    // 7. 进程或线程打开的文件描述符信息
    struct files_struct		*files;

    // 8. 进程或线程所在的各种命名空间（网络、用户、PID等）
    struct nsproxy			*nsproxy;
    ......
};

通过task_struct这个统一的数据结构，Linux 内核巧妙地封装并统一管理了进程和线程所涉及的众多资源。其中存在少数字段体现出进程与线程在内核管理上的差异。理解这些差异化的成员，有助于我们更清晰地认识 Linux 如何高效而灵活地实现进程与线程的统一管理。

下面，我们着重分析能体现进程与线程差异的关键成员。

1.1 进程、线程ID

我们知道，每个进程或线程在 Linux 内核中都有一个唯一的标识 ID。在 task_struct 结构体中，两个关键字段——pid 和 tgid——用于表示进程或线程的身份。

然而，对于进程和线程而言，这两个字段的含义有所不同：

• 对于进程：pid和 tgid是相同的。即，一个普通的进程，它的 pid 就是 tgid，代表整个进程的唯一标识。
• 对于线程：Linux 线程本质上是通过 clone(CLONE_VM | CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND) 方式创建的轻量级进程。在同一进程内的多个线程：
  • 每个线程都有自己的 pid，用于内核内部调度。
  • 但它们共享相同的 tgid，即所有线程的 tgid 都等于主线程的 pid，表示它们属于同一个线程组。

图示如下，对用户程序来说，调用getpid方法返回的其实是tgid。：

1.2 进程、线程地址空间

在 Linux 内核中，mm_struct 结构体用于表示进程的虚拟内存空间，它是进程地址空间管理的核心数据结构。每个普通进程都会有一个独立的 mm_struct，用于记录其虚拟地址空间的布局，包括代码段、数据段、堆、栈等。而对于线程，由于线程共享进程的地址空间，因此多个线程共用同一个 mm_struct。

struct mm_struct {
    unsigned long mmap_base;	/* base of mmap area */
    unsigned long mmap_legacy_base;	/* base of mmap area in bottom-up allocations */
    unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;//代码段及数据段的开头和结尾
    unsigned long start_brk, brk, start_stack;//堆内存和用户态堆栈的起始地址
    unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;//进程命令行参数 (argv[]) 在地址空间中的位置
    
    .......
}

进程的 mm_struct 组织了进程运行所需的所有内存资源，共同表示一个虚拟地址空间。

但是对于内核线程来说，又有不同点，由于其只工作在地址空间比较高的地方，所以不涉及对虚拟内存部分的使用，故其mm_struct是NULL。

另一个字段是active_mm，该字段表示当前任务（进程或线程）在内核态执行时所使用的地址空间。它的存在主要是为了支持内核线程，因为内核线程本身没有用户态的 mm_struct，但在某些情况下仍需要访问用户态的地址空间，比如进行 copy_from_user() 或 copy_to_user() 操作。

字段	适用于	作用
mm	进程（普通用户态任务）	指向该进程的 mm_struct，管理进程的地址空间
mm	用户态线程	线程共享进程地址空间，因此 mm 指向同一 mm_struct
mm	内核线程	NULL，因为内核线程没有用户态地址空间
active_mm	进程	等同于 mm，即 active_mm == mm
active_mm	内核线程	继承上一个运行的普通进程的 mm_struct，用于访问用户地址空间

2.进程的创建

进程的创建中最核心的就是fork系统调用。其源代码实现如下：

SYSCALL_DEFINE0(fork)
{
#ifdef CONFIG_MMU
    struct kernel_clone_args args = {
        .exit_signal = SIGCHLD,  // 子进程退出时发送 SIGCHLD 信号给父进程
    };

    return kernel_clone(&args);
#else
    return -EINVAL;  // 如果系统不支持 MMU，则返回错误
#endif
}

struct kernel_clone_args {
	u64 flags;
......
}

这里传入的args，其实是传入了一个flag选项。可选的值如下：

进程/线程创建相关标志

宏定义	值	作用
CSIGNAL	0x000000ff	子进程退出时向父进程发送的信号掩码（通常是 SIGCHLD）
CLONE_VM	0x00000100	共享内存地址空间（进程间不会复制 mm_struct，用于线程）
CLONE_FS	0x00000200	共享文件系统信息（chdir/chroot 影响所有线程）
CLONE_FILES	0x00000400	共享文件描述符表（多个线程可使用相同 fd）
CLONE_SIGHAND	0x00000800	共享信号处理机制（信号处理函数共享）
CLONE_PIDFD	0x00001000	创建 pidfd（进程文件描述符），可用于进程管理
CLONE_PTRACE	0x00002000	子进程继承父进程的 ptrace 追踪状态（调试相关）
CLONE_VFORK	0x00004000	使用 vfork() 语义（子进程执行 exec() 之前，父进程阻塞）
CLONE_PARENT	0x00008000	让子进程与父进程共享相同的父进程（更改 ppid）
CLONE_THREAD	0x00010000	使子进程与父进程处于同一线程组（tgid 相同，即 pthread_create() 线程）

Namespace（命名空间）隔离相关标志

宏定义	值	作用
CLONE_NEWNS	0x00020000	新挂载命名空间（独立 mount/umount）
CLONE_NEWCGROUP	0x02000000	新 cgroup 命名空间（独立的 cgroup 控制组）
CLONE_NEWUTS	0x04000000	新 UTS（主机名）命名空间（隔离 hostname 和 domainname）
CLONE_NEWIPC	0x08000000	新 IPC（进程间通信）命名空间（System V 共享内存、消息队列、信号量独立）
CLONE_NEWUSER	0x10000000	新用户命名空间（允许非 root 用户拥有 root 权限）
CLONE_NEWPID	0x20000000	新进程 ID 命名空间（进程 PID 独立，适用于容器）
CLONE_NEWNET	0x40000000	新网络命名空间（独立 IP、网络接口、端口）
CLONE_NEWTIME	0x00000080	新时间命名空间（独立 CLOCK_REALTIME 和 CLOCK_MONOTONIC）

但是在fork进程的时候，只传递了一个SIGCHLD，这就意味着在fork进程时，虚拟地址空间、文件系统信息、文件列表都要创建新的。而这些与命名空间隔离的都会与父进程共用。

kernel_clone方法:

pid_t kernel_clone(struct kernel_clone_args *args)
{
    u64 clone_flags = args->flags;  // 解析 clone 标志位
    struct completion vfork;        // 用于 vfork 机制的同步
    struct pid *pid;                // 新进程的 PID 结构
    struct task_struct *p;          // 新进程的 task_struct
    int trace = 0;                  // Ptrace 事件类型
    pid_t nr;                       // 最终返回的子进程 PID
	
    .......
        
    p = copy_process(NULL, trace, NUMA_NO_NODE, args);//复制 task_struct及其他结构体
    add_latent_entropy();

    if (IS_ERR(p))
        return PTR_ERR(p);

    ......
        
    trace_sched_process_fork(current, p);//通知调度器新进程已创建
    
    pid = get_task_pid(p, PIDTYPE_PID);//获取新进程 pid 结构体
    nr = pid_vnr(pid);
    
    wake_up_new_task(p);//将新任务放入就绪队列等待调度器调度

     return nr;
}

该方法主要调用copy_process方法生成子进程的task_struct，接着调用wake_up_new_task方法将新任务放入就绪队列等待调度器调度。其主要代码如下：

/**
 * copy_process - 复制当前进程，创建一个新的进程（或线程）
 * @pid: 指向新进程的 PID 结构体
 * @trace: 跟踪标志
 * @node: NUMA 结点
 * @args: 进程克隆参数
 */
struct task_struct *copy_process(struct pid *pid, int trace, int node, struct kernel_clone_args *args)
{
	struct task_struct *p;  // 指向新创建进程的 task_struct
    const u64 clone_flags = args->flags;  // 进程克隆标志
	struct nsproxy *nsp = current->nsproxy;  // 继承当前进程的命名空间指针
    ......

    // 复制当前进程的 task_struct 结构体，为新进程分配内存
	p = dup_task_struct(current, node);
    
    // 复制文件描述符表，根据 clone_flags 选择共享或复制
    retval = copy_files(clone_flags, p, args->no_files);
	if (retval)
		goto bad_fork_cleanup_semundo;

    // 复制文件系统信息（当前工作目录、root 目录等）
	retval = copy_fs(clone_flags, p);
	if (retval)
		goto bad_fork_cleanup_files;

    // 复制信号处理程序（包括信号屏蔽字、处理函数）
	retval = copy_sighand(clone_flags, p);
	if (retval)
		goto bad_fork_cleanup_fs;

    // 复制信号队列和信号状态
	retval = copy_signal(clone_flags, p);
	if (retval)
		goto bad_fork_cleanup_sighand;

    // 复制虚拟内存（地址空间），如果 CLONE_VM 设置，则共享地址空间
	retval = copy_mm(clone_flags, p);
	if (retval)
		goto bad_fork_cleanup_signal;

    // 复制命名空间（PID、网络、IPC、挂载等）
	retval = copy_namespaces(clone_flags, p);
    ......

    // 如果新进程不是 init 进程，则为其分配新的 PID
    if (pid != &init_struct_pid) {
		pid = alloc_pid(p->nsproxy->pid_ns_for_children, args->set_tid, args->set_tid_size);
		if (IS_ERR(pid)) {  // 检查分配 PID 是否成功
			retval = PTR_ERR(pid);
			goto bad_fork_cleanup_thread;
		}
	}
    ......

    return p;  // 返回新进程的 task_struct 指针
}

该方法首先调用dup_task_struct函数复制了一个新的task_struct内核对象，接着对各种核心对象进行复制处理，处理命名空间下的pid申请。

2.1 复制task_struct结构体

copy_process使用dup_task_struct复制新的task_struct内核对象：

p = dup_task_struct(current, node);

其参数current表示当前进程，即父进程；node表示NUMA架构下的某个结点。这次复制只会复制task_struct结构体本身，内部的成员仅仅是复制了指针，仍然指向父进程指针指向的，如图所示。

源代码如下：

static struct task_struct *dup_task_struct(struct task_struct *orig, int node)
{
    struct task_struct *tsk;
    ......
    tsk = alloc_task_struct_node(node);//申请task_struct结构体对象
    if (!tsk)
        return NULL;

	......
    err = arch_dup_task_struct(tsk, orig);//复制 task_struct 结构
    if (err)
        goto free_tsk;
        
    err = alloc_thread_stack_node(tsk, node);//为新进程分配内核栈
    if (err)
        goto free_tsk;

	.......
}

2.2 复制files_struct

在 copy_process() 中，copy_files() 负责复制或共享 files_struct（文件描述符表），决定新进程如何管理文件描述符：

static int copy_files(unsigned long clone_flags, struct task_struct *tsk, int no_files)
{
    struct files_struct *oldf, *newf;    
    /* 获取当前进程（父进程）的文件描述符表 */
    oldf = current->files;    
    /* 如果当前进程没有打开任何文件（如某些后台进程），直接返回 */
    if (!oldf)
        return 0;
    /* 如果 no_files 置位，新进程不继承文件描述符，files 设为空 */
    if (no_files) {
        tsk->files = NULL;
        return 0;
    }
    /* 
     * 如果 clone_flags 设置了 CLONE_FILES，则新进程共享父进程的 files_struct，
     * 仅增加 files_struct 的引用计数，而不复制文件描述符表。
     * 这种情况通常用于多线程（pthread），所有线程共享相同的文件描述符。
     */
    if (clone_flags & CLONE_FILES) {
        atomic_inc(&oldf->count);
        return 0;
    }
    /* 
     * 如果没有设置 CLONE_FILES（默认行为，fork 也在此情况），
     * 需要为新进程创建一个独立的 files_struct，并复制父进程的文件描述符表。
     */
    newf = dup_fd(oldf, NULL);    
    /* 如果复制失败，返回错误码 */
    if (IS_ERR(newf))
        return PTR_ERR(newf);
    /* 绑定新进程的文件描述符表 */
    tsk->files = newf;
    return 0;
}

fork() 默认不传入 CLONE_FILES，因此新进程不会共享 files_struct，而是调用 dup_fd() 复制一份新的文件描述符表：

2.3 复制file_struct

在 copy_process() 中，copy_fs() 负责在 fork() 或 clone() 时处理 文件系统相关信息，即 fs_struct。该函数决定新进程是共享还是复制父进程的文件系统信息，如当前工作目录、根目录等:

static int copy_fs(unsigned long clone_flags, struct task_struct *tsk)
{
    struct fs_struct *fs = current->fs;  // 获取当前进程（父进程）的 fs_struct

    /* 
     * 如果 clone_flags 设置了 CLONE_FS，则子进程共享父进程的 fs_struct，
     * 例如 `chdir()` 或 `chroot()` 会影响所有线程。
     */
    if (clone_flags & CLONE_FS) {
      .......
        /* 递增 fs_struct 的引用计数 */
        fs->users++;
        spin_unlock(&fs->lock);
        return 0; // 共享成功，直接返回
    }

    /* 
     * 如果没有设置 CLONE_FS（默认行为，fork 情况），则复制 fs_struct，
     * 使新进程拥有独立的 fs_struct。
     */
    tsk->fs = copy_fs_struct(fs);
    if (!tsk->fs)
        return -ENOMEM; // 复制失败，返回内存不足错误
    return 0;
}

fork() 默认不传入CLONE_FS，所以进入copy_fs_struct方法：

struct fs_struct *copy_fs_struct(struct fs_struct *old)
{
    struct fs_struct *fs = kmem_cache_alloc(fs_cachep, GFP_KERNEL);
    /* 如果分配失败，返回 NULL */
    if (fs) {
        fs->users = 1;   // 初始化用户计数，表示该 fs_struct 仅被一个进程使用
        fs->in_exec = 0; // 该进程未处于 exec() 过程中
        spin_lock_init(&fs->lock); // 初始化锁，确保并发访问安全
        seqcount_spinlock_init(&fs->seq, &fs->lock); // 初始化序列锁
        fs->umask = old->umask; // 复制 umask（文件权限掩码）
        spin_lock(&old->lock);  // 加锁，防止并发修改

        fs->root = old->root;   // 复制根目录路径
        path_get(&fs->root);    // 增加根目录引用计数，防止被释放

        fs->pwd = old->pwd;     // 复制当前工作目录路径
        path_get(&fs->pwd);     // 增加工作目录引用计数

        spin_unlock(&old->lock); // 释放锁
    }
}

使用了当前进程的值对新进程的umask掩码、pwd、root目录进行初始化：

2.4 复制mm_struct

在 copy_process() 中，copy_mm() 负责复制或共享进程的内存管理结构 mm_struct，即进程的虚拟地址空间。

static int copy_mm(unsigned long clone_flags, struct task_struct *tsk)
{
    struct mm_struct *mm, *oldmm;
    tsk->min_flt = tsk->maj_flt = 0;  // 次级/主缺页次数清零
    tsk->nvcsw = tsk->nivcsw = 0;     // 进程上下文切换计数清零
#ifdef CONFIG_DETECT_HUNG_TASK
    tsk->last_switch_count = tsk->nvcsw + tsk->nivcsw;
    tsk->last_switch_time = 0;        // 记录进程最后切换时间
#endif
    tsk->mm = NULL;  //指向进程的虚拟地址空间
    tsk->active_mm = NULL;//用于内核线程，没有 mm，但仍可能访问用户地址空间
    oldmm = current->mm;
    if (!oldmm)
        return 0;
    if (clone_flags & CLONE_VM) {//如果 CLONE_VM 置位（如 pthread_create() 线程）
        mmget(oldmm);//增加 mm_struct 引用计数
        mm = oldmm;//共享 mm_struct，多个线程共享地址空间
    }
    else {//如果 CLONE_VM 未置位
        mm = dup_mm(tsk, current->mm);//调用 dup_mm() 复制 mm_struct，子进程拥有独立地址空间
        if (!mm)
            return -ENOMEM;
    }
    tsk->mm = mm;//使子进程拥有虚拟地址空间
    tsk->active_mm = mm;//进程访问的活动地址空间
    sched_mm_cid_fork(tsk);
    return 0;
}

在进程创建时，CLONE_VM未置位，所以会调用dup_mm申请一个新的地址空间：

static struct mm_struct *dup_mm(struct task_struct *tsk,
				struct mm_struct *oldmm)
{
	struct mm_struct *mm;
	int err;

	mm = allocate_mm();  // 分配 mm_struct 结构体
	if (!mm)
		goto fail_nomem;  // 如果分配失败，跳转到错误处理

	memcpy(mm, oldmm, sizeof(*mm));  // 复制 oldmm 的内容到新 mm_struct

..........
}

在该方法中，通过allocate_mm申请了新的mm_struct，并且将当前进程的地址空间复制到新的mm_struct对象进行了初始化。故新进程的虚拟地址空间和当前进程的是一样的，所以父进程的虚拟地址空间中的数据，子进程都可以直接使用。

2.5 复制nsproxy

关于进程创建部分的nsproxy复制及pid的申请在该博文中详细分析过：

Linux资源隔离基础(二)：namespace-CSDN博客

2.6 进入就绪队列

当copy_process方法执行完毕，新进程的task_struct对象就创建出来了，接下来内核会调用wake_up_new_task方法将该新进程加入就绪队列，等待调度。

void wake_up_new_task(struct task_struct *p)
{
    struct rq_flags rf;  // 记录运行队列锁标志
    struct rq *rq;       // 运行队列指针
    int wake_flags = WF_FORK;  // 进程创建时的 wake flag
    raw_spin_lock_irqsave(&p->pi_lock, rf.flags); // 加锁，防止并发访问
    WRITE_ONCE(p->__state, TASK_RUNNING);//新进程的状态改为 TASK_RUNNING，表示可调度
    #ifdef CONFIG_SMP
    /*
     * Fork 负载均衡（SMP 多核负载均衡）
     */
    p->recent_used_cpu = task_cpu(p);  // 记录最近使用的 CPU
    rseq_migrate(p);  // 处理 rseq 迁移（用于线程安全的 restartable sequences）
    __set_task_cpu(p, select_task_rq(p, task_cpu(p), &wake_flags));//直接设置 task_struct->cpu，避免不必要的 sched_class::migrate_task_rq 调用。
#endif
    rq = __task_rq_lock(p, &rf);  // 锁定进程的运行队列
    update_rq_clock(rq);  // 更新运行队列时钟
    post_init_entity_util_avg(p);  // 初始化负载追踪数据（CFS调度）
    activate_task(rq, p, ENQUEUE_NOCLOCK | ENQUEUE_INITIAL);//将新进程 p 加入 rq
    trace_sched_wakeup_new(p);  // 记录 wakeup 事件（用于性能分析）
    wakeup_preempt(rq, p, wake_flags);//触发调度器检查新进程 p 是否应该抢占当前运行的任务
#ifdef CONFIG_SMP
    if (p->sched_class->task_woken) {
        rq_unpin_lock(rq, &rf);  // 释放 `rq` 锁
        p->sched_class->task_woken(rq, p);  // 运行 `task_woken` 钩子
        rq_repin_lock(rq, &rf);  // 重新锁定 `rq`
    }
#endif
    task_rq_unlock(rq, p, &rf);
}

关于调度的部分，将在后续章节分析。【挖个坑】

3.线程的创建

在上一章节中，我们深入分析了 fork() 机制，探讨了 Linux 进程的创建过程，包括 task_struct 复制、以及 wake_up_new_task() 进程调度等关键步骤。进程创建虽然能提供独立的资源隔离，但进程间通信和资源共享的开销较大，因此，在多线程并发环境下，线程（Thread） 成为更高效的执行单元。

Linux 内核通过 clone() 系统调用实现线程创建，glibc 封装了 clone()，并提供 pthread_create() 作为标准 API，供用户态程序使用。Linux 上的大多数用户态程序都依赖 glibc 来调用内核功能，它是用户程序和内核之间的桥梁。

在很多应用程序中，线程的创建由 pthread_create() 负责，而 glibc 通过 clone() 实现线程管理：

接下来深入glibc源码和linux内核源码分析线程的创建过程,首先是**__pthread_create_2_1方法，该方法调用create_thread**方法创建线程：

static int create_thread (struct pthread *pd, const struct pthread_attr *attr,
			  bool *stopped_start, void *stackaddr,
			  size_t stacksize, 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);//构造 clone() 需要的 flags
  TLS_DEFINE_INIT_TP (tp, pd);

  struct clone_args args =
    {
      .flags = clone_flags,
      .pidfd = (uintptr_t) &pd->tid,
      .parent_tid = (uintptr_t) &pd->tid,
      .child_tid = (uintptr_t) &pd->tid,
      .stack = (uintptr_t) stackaddr,
      .stack_size = stacksize,
      .tls = (uintptr_t) tp,
    };//组装 clone_args 结构
  int ret = __clone_internal (&args, &start_thread, pd);//调用 __clone_internal() 进入 clone3() 系统调用，创建新线程。
  if (__glibc_unlikely (ret == -1))
    return errno;
}

这里调用了clone系统调用，clone和fork一样，最后都会执行kernel_clone方法，只是传入的参数不同。传入了CLONE_VM、CLONE_FS、CLONE_FILES等标志，这意味着，新线程与原线程或进程共用一套mm_struct、fs_struct、files_struct。

线程创建中的不同

与上述新建进程时每个新结构体都要新建不同，新建线程时每一个结构体都与创建它的进程或线程是共用一套的，这也就体现了进程和线程的本质区别：即进程有独立的虚拟地址空间，线程是与别的任务共用。最后创建结束后就是这样：

总结

在本系列博文中，我们从 Linux 内核源码与 glibc 线程库 的角度，深入剖析了 进程和线程的创建过程，并围绕fork()、clone() 的区别展开了详细讨论。

由上分析，进程的创建调用了fork系统调用，而线程的创建调用clone系统调用，在此也可以总结一下fork和clone的区别:

对比项	fork()	clone()
资源共享	不共享，采用写时复制（COW）	允许选择性共享资源（CLONE_*）
进程 ID	新 pid，不同于父进程	CLONE_THREAD → 相同 tgid（线程） 未设置 CLONE_THREAD → 不同 pid（进程）
地址空间	复制 mm_struct（COW）	CLONE_VM → 共享 mm_struct（线程）
文件描述符	复制 files_struct	CLONE_FILES → 共享 files_struct
信号处理	复制 sighand_struct	CLONE_SIGHAND → 共享 sighand_struct
性能	最慢（COW 复制内存）	比 fork() 快（可共享资源）
适用场景	创建独立进程	创建线程

欢乐的时光总是短暂的，我们下期再见！