1. _do_fork()函数
不论是clone()、fork()还是vfork()，它们最核心的部分还是调用_do_fork()（一个与体系无关的函数），完成创建进程的工作。它具有如下参数：
早期版本中是调用
do_fork()函数。其实，_do_fork和do_fork在进程的复制的时候并没有太大的区别, 他们就只是在进程tls复制的过程中实现有细微差别
下面是_do_fork的源代码:
long _do_fork(unsigned long clone_flags, unsigned long stack_start, unsigned long stack_size, int __user *parent_tidptr, int __user *child_tidptr, unsigned long tls) { struct task_struct *p; int trace = 0; long nr; /* * 当从kernel_thread调用或CLONE_UNTRACED被设置时，不需要报告event * 否则，报告使用哪种fork类型的event */ if (!(clone_flags & CLONE_UNTRACED)) { if (clone_flags & CLONE_VFORK) trace = PTRACE_EVENT_VFORK; else if ((clone_flags & CSIGNAL) != SIGCHLD) trace = PTRACE_EVENT_CLONE; else trace = PTRACE_EVENT_FORK; if (likely(!ptrace_event_enabled(current, trace))) trace = 0; } /* 拷贝进程描述符 */ p = copy_process(clone_flags, stack_start, stack_size, child_tidptr, NULL, trace, tls, NUMA_NO_NODE); /* * 在唤醒新线程之前，先检查指针是否合法 * 因为如果线程创建后立即退出的话，线程指针可能会非法 */ if (!IS_ERR(p)) { struct completion vfork; struct pid *pid; trace_sched_process_fork(current, p); /* 分配PID */ pid = get_task_pid(p, PIDTYPE_PID); nr = pid_vnr(pid); /* 把新进程PID写入到父进程的用户态变量中。*/ if (clone_flags & CLONE_PARENT_SETTID) put_user(nr, parent_tidptr); /* 如果实现的是vfork调用，则完成completion机制，确保父进程后续运行 */ if (clone_flags & CLONE_VFORK) { p->vfork_done = &vfork; init_completion(&vfork); get_task_struct(p); } /* 唤醒新进程 */ wake_up_new_task(p); /* fork过程完成，子进程开始运行，并告知ptracer */ if (unlikely(trace)) ptrace_event_pid(trace, pid); /* * 如果实现的vfork调用，则将父进程插入等待队列，并挂起父进程 * 直到子进程释放自己的内存空间，也就是，保证子进程先行于父进程 */ if (clone_flags & CLONE_VFORK) { if (!wait_for_vfork_done(p, &vfork)) ptrace_event_pid(PTRACE_EVENT_VFORK_DONE, pid); } put_pid(pid); } else { nr = PTR_ERR(p); } return nr; }
2. copy_process()函数
copy_process函数实现进程创建的大部分工作：创建旧进程的副本，比如进程描述符和子进程运行需要的其它内核数据结构。下面是一段伪代码：
static struct task_struct *copy_process(unsigned long clone_flags, unsigned long stack_start, unsigned long stack_size, int __user *child_tidptr, struct pid *pid, int trace, unsigned long tls, int node) { // 1. 检查参数clone_flags，一些标志组合是否合理 // ... // 2. 其它的安全检查 retval = security_task_create(clone_flags); // 3. 分配一个新的task_struct结构，与父进程完全相同，只是stack不同 p = dup_task_struct(current, node); // 4. 检查该用户的进程数是否超过限制 if (atomic_read(&p->real_cred->user->processes) >= task_rlimit(p, RLIMIT_NPROC)) { // 检查该用户是否具有相关权限，不一定是root if (p->real_cred->user != INIT_USER && // ... } // 5. 检查进程数量是否超过max_threads，后者取决于内存的大小 if (nr_threads >= max_threads) // ... // 6. 进程描述符相关变量初始化 // 7. 完成调度器相关数据结构的初始化 retval = sched_fork(clone_flags, p); // 8. 拷贝所有的进程信息 shm_init_task(p); retval = copy_semundo(clone_flags, p); retval = copy_files(clone_flags, p); retval = copy_fs(clone_flags, p); retval = copy_sighand(clone_flags, p); retval = copy_signal(clone_flags, p); retval = copy_mm(clone_flags, p); retval = copy_namespaces(clone_flags, p); retval = copy_io(clone_flags, p); // 9. 设置子进程的pid retval = copy_thread_tls(clone_flags, stack_start, stack_size, p, tls); // ... // 10. 设置子进程的PID p->pid = pid_nr(pid); // 11. 根据是创建线程还是进程设置线程组组长、进程组组长等等信息 // ... // 12. 将pid加入PIDTYPE_PID这个散列表 if (likely(p->pid)) { // .. attach_pid(p, PIDTYPE_PID); nr_threads++; } // 释放资源，善后处理 return p; err: // 错误处理 }
现在，我们已经有了一个可运行的子进程，但是，实际上还没有运行。至于何时运行取决于调度器。在未来的某个进程切换时间点上，调度器把子进程描述符中的thread成员中的值加载到CPU上，赋予子进程CPU的使用权。esp寄存器加载thread.esp的值（也就是获取了子进程的内核态栈的地址），eip寄存器加载ret_from_fork()函数的返回地址（子进程执行的下一条指令）。ret_from_fork()是一个汇编函数，它调用schedule_tail()，继而调用finish_task_switch()函数，完成进程切换，然后把栈上的值加载到寄存器中，强迫CPU进入用户模式。基本上，新进程的执行恰恰在fork()、vfork()或clone()系统调用结束之时。该系统调用的返回值保存在寄存器eax中：对于子进程是0，对于父进程来说就是子进程的PID。
要想理解这一点，应该要重点理解一下copy_thread_tls()函数，其与早期的copy_thread()函数非常类似，只是在末尾添加了向子线程添加tls的内容。
在copy_thread_tls()函数中，我们可以看到这样的代码：
childregs->ax = 0; p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_fork;
这就是为什么子进程为什么返回PID=0的原因。
总结
- 这个函数看似很复杂，其实就是根据用户态传递过来的控制参数，实现进程的4要素：执行代码、私有堆栈空间、进程控制块（task_struct）和独立的内存空间。当然了，线程只是拷贝父进程的即可。
- 创建完进程的4要素之后，把新进程的最开始执行的指令设置到eip寄存器即可。然后就是等待内核调度。当轮到新进程使用CPU的时候，就从eip寄存器开始执行。
