ARM架构下进程和线程的核心区别（切换+创建）

疑问为什么进程的切换开销比线程大进程切换全流程1. 触发调度进入内核态进程 A 正在用户态运行CPU 接到中断信号。硬件自动保存现场在进入内核异常处理程序前CPU 硬件会自动完成以下原子操作保存 PC把被打断的用户态程序地址存入 ELR_EL1。PC程序计数器ELR_EL1 Exception Link Register, Exception Level 1异常链接寄存器异常级别 1—存放下一条本该执行的用户态指令地址保存 PSTATE把当前 CPU 状态存入 SPSR_EL1。PSTATEProcessor State处理器状态—存放当前CPU的条件标志位和异常屏蔽位SPSR_EL1Saved Program Status Register, Exception Level 1保存的程序状态寄存器异常级别 1—PSTATE的值保存位置屏蔽中断设置 PSTATE 的中断屏蔽位。切换栈指针从用户栈 SP_EL0 切换到内核栈 SP_EL1。SP_EL0Stack Pointer, Exception Level 0栈指针异常级别0—指向用户态程序的栈顶SP_EL1Stack Pointer, Exception Level 1栈指针异常级别1—指向内核态程序的栈顶切换页表地址翻译的基址寄存器自动从 TTBR0_EL1切换到 TTBR1_EL1并跳转到固定的内核异常向量入口。TTBR0_EL1Translation Table Base Register 0, Exception Level 1转换表基址寄存器0—用户页表TTBR1_EL1Translation Table Base Register 1, Exception Level 1转换表基址寄存器1—内核页表软件手动保存剩余上下文异常向量入口代码会跳转到中断处理函数。此时内核会用 kernel_entry 宏把被硬件自动保存的 ELR_EL1、SPSR_EL1以及剩余的通用寄存器全部压入当前的内核栈。现在进程 A 的用户态完整快照就安全地存在它的内核栈中了。调用调度器中断处理函数在完成计时更新等操作后发现进程 A 的时间片已用完于是调用 schedule() 函数。2. 选出下一个进程__schedule()//调度器核心函数首先调用 pick_next_task()根据调度类优先级选出任务。对于普通进程CFS 会从红黑树中取出最左节点作为 next 进程。3. 执行上下文切换context_switch()切换虚拟内存空间*本质区别switch_mm()切换 ASID将新进程的 ASID 写入 TTBR0_EL1 寄存器。TLB 管理内核将TTBR 值与新 ASID的组合配置进硬件。此后CPU 查找 TLB 时会自动匹配当前 ASID。进程 A 的旧 TLB 条目因 ASID 不匹配而逻辑上失效但物理上可能仍在这为将来切回进程 A 时保留了性能优化的可能。TLBTranslation Lookaside Buffer页表缓存/快表—虚拟地址到物理地址的映射关系ASIDAddress Space Identifier地址空间标识符—给 TLB 条目打上进程标签避免进程切换时频繁刷新整个 TLB切换处理器上下文switch_to()保存内核栈指针和 PC将当前 CPU 的栈指针 SP 和架构相关的特殊寄存器存入 prev 进程的 thread_struct 中。这里的 LR 就是切换后要恢复执行的下一条指令地址。加载新内核栈将 CPU 的 SP 寄存器直接指向 next 进程的 thread.cpu_context.sp。恢复新进程的寄存器从 next 的新内核栈中弹出它之前被切换时保存的寄存器FP, LR 等最后执行 ret 指令。ret 指令会使 CPU 跳转到 LR 指向的地址。此刻CPU 已完全运行在进程 B 的内核栈和地址空间中。4. 返回用户空间恢复执行恢复用户态上下文执行 kernel_exit 宏从进程 B 的内核栈中弹出它上次被切出时保存的用户态寄存器X0-X30, SP_EL0 等。异常返回指令 硬件执行ERET恢复 PC从 ELR_EL1 寄存器恢复程序计数器指向进程 B 用户态代码。恢复 PSTATE从 SPSR_EL1 恢复进程状态。切换栈和页表栈指针切回用户栈 SP_EL0页表基址切回用户表 TTBR0_EL1。调度切换核心区别辨析本质区别// context_switch() 中的逻辑if(next-mm!prev-mm){// 下一个“程”的mmMemory Manager结构体mm_struct 不等于 前一个“程”的结构体switch_mm(prev-active_mm,next-mm,next);// 执行切换虚拟内存空间*}kernel源码定位/include/linux/mm_types.hstruct mm_structmm指针指向的结构体为什么执行切换虚拟内存空间是整个过程当中最耗时的部分switch_mm() 函数本身的直接操作并不耗时写 TTBR0_EL1切换 ASID很快真正的巨大开销来自切换之后的连锁反应TLB 未命中切换地址空间后旧进程的 TLB 条目全部逻辑失效。新进程刚开始执行时每一次访问内存取指令、读写数据都会 TLB 未命中。硬件被迫去内存中逐级遍历页表ARM64 是 3-4 级这个过程通常需要几十到几百个 CPU 周期。一个进程刚恢复执行时会连续发生数十甚至上百次这样的未命中累积开销非常可观。Cache 未命中新进程的数据大概率不在当前 CPU 的 L1/L2 Cache 里。用上一步好不容易拿到的物理地址去查 Cache结果也没命中必须去访问真正的物理内存。进程创建全流程创建进程fork()创建线程pthread_create()用户态 fork()│▼SVC 陷入内核│▼sys_clone() → kernel_clone()│▼copy_process()│├── dup_task_struct() # 分配 task_struct 独立内核栈├── copy_mm() # 进程复制页表COW/ 线程共享 mm├── copy_fs() # 复制/共享 文件系统信息├── copy_files() # 复制/共享 文件描述符表├── copy_sighand() # 复制/共享 信号处理表├── 分配 PID / TGID # 进程独立 PID / 线程共享 TGID├── 复制 pt_regs 并改返回值 # 子进程 fork 返回 0└── 初始化调度实体│▼wake_up_new_task() # 放入运行队列│▼父进程返回子进程 PID│▼调度器选中子进程后子进程返回 0开始执行用户态代码创建初始化核心区别辨析本质内核的系统调用的clone()传入的参数不同// 创建进程fork() 内部调用clone(SIGCHLD,0);// 默认处理动作SIGCHLD忽略// 创建线程pthread_create() 内部调用clone(CLONE_VM|CLONE_FS|CLONE_FILES|CLONE_SIGHAND|CLONE_THREAD,0);对应 clone 标志位资源fork 创建进程pthread_create 创建线程CLONE_VM虚拟地址空间mm (mm_struct)复制一份新的共享一个CLONE_FS文件系统信息 fs(fs_struct)复制引用计数共享一个CLONE_FILES打开的文件表files (files_struct)复制一份新的共享一个CLONE_SIGHAND信号处理表 signal(sighand_struct)复制共享 一个CLONE_THREAD进程 IDTGID新的共享 一个