Linux 上实用的无 libc 线程
假设您没有在 Linux 上使用 C 运行时，而是针对其系统调用 API 进行编程。毕竟是长期稳定的。内存管理和缓冲 I/O很容易解决，但很多软件都受益于并发性。如果还具有线程生成功能，那就太好了。本文将演示一种简单、实用且强大的方法，仅使用原始系统调用来生成和管理线程。它只需要大约十几行 C 语言，包括一些内联汇编指令。
问题是没有办法避免使用一些汇编。clone系统调用和系统调用都没有clone3与 C 兼容的线程语义，因此您需要为每个体系结构使用一些内联汇编来掩盖它。本文将重点讨论 x86-64，但基本概念应该适用于 Linux 支持的所有体系结构。glibc 包装器在原始系统调用之上安装了一个与 C 兼容的接口，但我们不会在这里使用它。clone(2)
在开始之前，先看一下完整的、可运行的演示：stack_head.c
克隆系统调用
在 Linux 上，线程是使用clone系统调用生成的，其语义类似于经典的 unix fork(2)。一个进程进入，两个进程出来时状态几乎相同。对于线程来说，这些进程几乎共享所有内容，仅在两个寄存器上有所不同：返回值（新线程中为零）和堆栈指针。与典型的线程生成 API 不同，应用程序不提供入口点。它只为新线程提供一个堆栈。原始克隆 API 的简单形式如下所示：
long clone(long flags, void *stack);听起来很优雅，但它有一个恼人的问题：新线程在没有任何已建立的堆栈框架的函数中间开始生命。它的堆栈是一张白纸。除了跳转到建立堆栈帧的函数序言之外，它还没有准备好执行任何操作。所以除了系统调用本身的汇编之外，还需要更多的汇编来让线程进入C兼容状态。换句话说，通用系统调用包装器无法可靠地生成线程。
void brokenclone(void (*threadentry)(void *), void *arg){// ...long r = syscall(SYS_clone, flags, stack);// DANGER: new thread may access non-existant stack frame hereif (!r) {threadentry(arg);}}由于奇怪的历史原因，每个架构的clone界面都略有不同。较新的版本clone3统一了这些差异，但它遇到了上面相同的线程生成问题，因此在这里没有帮助。
堆栈“标头”
八年前我想出了一个巧妙的技巧，至今仍在使用。当新线程启动时，父线程和子线程处于几乎相同的状态，但直接目标是发散。如前所述，一个区别是它们的堆栈指针。为了分散它们的执行，我们可以使它们的执行依赖于堆栈。一个明显的选择是将不同的返回指针压入堆栈，然后让ret指令完成工作。
提前仔细准备新堆栈是一切的关键，有一种简单的技术，我喜欢将其称为 ，这是stack_head一种放置在新堆栈高端的结构。它的第一个元素必须是入口点指针，并且该入口点将接收一个指向其自身的指针stack_head。
struct __attribute((aligned(16))) stack_head {void (*entry)(struct stack_head *);// ...};该结构在所有体系结构上都必须具有 16 字节对齐。sizeof 我使用了一个属性来帮助保持这一点，并且在使用它来放置结构时会有所帮助，正如我稍后将演示的那样。
现在最酷的部分是：...可以是任何你想要的！使用该区域为新堆栈添加任何必要的线程本地数据。这是标准线程生成接口无法提供的一项巧妙功能。如果我打算稍后“加入”一个线程——等到它完成工作——我会在这个空间中放置一个加入 futex：
struct __attribute((aligned(16))) stack_head {void (*entry)(struct stack_head *);int join_futex;// ...};稍后会提供有关该 futex 的更多详细信息。
克隆包装器
我称之为clone包装器newthread。它具有用于系统调用的内联汇编，并且由于它包含ret用于发散线程的函数，因此它是一个“裸”函数，就像 with 一样setjmp。编译器不会生成序言或尾声，并且函数体仅限于没有输入/输出操作数的内联汇编。它甚至无法通过名称可靠地引用其参数。与 一样clone，它不接受线程入口点。相反，它接受stack_head带有入口点的种子。整个包装器只有六个指令：
__attribute((naked))static long newthread(struct stack_head *stack){__asm volatile ("mov %%rdi, %%rsi\n" // arg2 = stack"mov $0x50f00, %%edi\n" // arg1 = clone flags"mov $56, %%eax\n" // SYS_clone"syscall\n""mov %%rsp, %%rdi\n" // entry point argument"ret\n": : : "rax", "rcx", "rsi", "rdi", "r11", "memory");}在 x86-64 上，函数调用和系统调用都使用rdiandrsi作为前两个参数。根据上面的参考clone(2)原型：第一个系统调用参数是flags，第二个参数是 new stack，它将直接指向stack_head. 然而，堆栈指针到达rdi。因此，我复制stack到第二个参数寄存器 ，rsi然后将标志 ( 0x50f00) 加载到第一个参数寄存器rdi。系统调用号码进入rax。
这是从哪里来0x50f00的？这是以十六进制设置的最低线程生成标志。如果缺少任何标志，则线程将无法可靠地生成 – 正如通过不同系统配置的反复试验而不是从文档中发现的那样。通常计算如下：
long flags = 0;flags |= CLONE_FILES;flags |= CLONE_FS;flags |= CLONE_SIGHAND;flags |= CLONE_SYSVSEM;flags |= CLONE_THREAD;flags |= CLONE_VM;当系统调用返回时，它将堆栈指针复制到rdi入口点的第一个参数中。stack当然，在新线程中，堆栈指针的值将与 相同。在旧线程中，这是无害的无操作，因为rdi在此 ABI 中是易失性寄存器。最后 ret将栈顶地址弹出并跳转。在旧线程中，它会向调用者返回系统调用结果，或者是错误（负 errno），或者是新线程 ID。在新线程中， 它弹出第一个元素stack_head，当然，它是入口点。这就是为什么它必须是第一！
线程无处可从入口点返回，因此当它完成时，它必须无限期地阻塞或使用exit（not exit_group）系统调用来终止自身。
来电者的观点
调用方看起来像这样：
static void threadentry(struct stack_head *stack){// ... do work ...__atomic_store_n(&stack->join_futex, 1, __ATOMIC_SEQ_CST);futex_wake(&stack->join_futex);exit(0);}__attribute((force_align_arg_pointer))void _start(void){struct stack_head *stack = newstack(1<<16);stack->entry = threadentry;// ... assign other thread data ...stack->join_futex = 0;newthread(stack);// ... do work ...futex_wait(&stack->join_futex, 0);exit_group(0);}尽管有极简的 6 指令克隆包装器，但它采用的是传统线程 API 的形式。隐藏 futex 也只需要多一点时间。说到这里，到底是怎么回事呢？与 WaitGroup 的主体相同。futex 是一个整数，初始化为零，表示线程正在运行（“未完成”）。连接器告诉内核等待整数非零，它可能已经是非零了，因为我懒得先检查。当子线程完成时，它会自动将 futex 设置为非零并唤醒所有等待者，其中可能没有人。
警告：成功加入后释放/重用堆栈并不安全。它仅表示线程已完成其工作，而不表示它已退出。您需要等待它SIGCHLD（或使用CLONE_CHILD_CLEARTID）。如果这听起来像是一个问题，请更仔细地考虑您的上下文：为什么您觉得需要释放堆栈？当进程退出时它将被释放。担心堆栈泄漏吗？为什么要启动和退出无限数量的线程？在最坏的情况下，将线程停放在线程池中，直到您再次需要它。仅当您正在构建像 pthreads 这样的通用线程 API 时才需要担心此类事情。我知道这很诱人，但除非绝对必要，否则请避免这样做。
是怎么回事force_align_arg_pointer？Linux 不会像 System V ABI 函数调用那样为进程入口点对齐堆栈。进程以未对齐的堆栈开始生命。该属性告诉 GCC 在入口点序言中修复堆栈对齐，就像在 Windows 上一样。如果你想访问argc，，argv你envp将需要更多的组装。（我希望在 Linux 上不用 libc 做真正基本的事情不需要那么多汇编。）
__asm (".global _start\n""_start:\n"" movl (%rsp), %edi\n"" lea 8(%rsp), %rsi\n"" lea 8(%rsi,%rdi,8), %rdx\n"" call main\n"" movl %eax, %edi\n"" movl $60, %eax\n"" syscall\n");int main(int argc, char **argv, char **envp){// ...}回到示例用法，它有一些看起来很常规的系统调用包装器。这些从哪里来？从这个 6 参数通用系统调用包装器开始。
long syscall6(long n, long a, long b, long c, long d, long e, long f){register long ret;register long r10 asm("r10") = d;register long r8 asm("r8") = e;register long r9 asm("r9") = f;__asm volatile ("syscall": "=a"(ret): "a"(n), "D"(a), "S"(b), "d"(c), "r"(r10), "r"(r8), "r"(r9): "rcx", "r11", "memory");return ret;}我可以定义syscall5、syscall4等，但我只是将其包装在宏中。前者会更有效，因为后者无缘无故地浪费指令将寄存器归零，但现在我专注于压缩实现源。
#define SYSCALL1(n, a) \syscall6(n,(long)(a),0,0,0,0,0)#define SYSCALL2(n, a, b) \syscall6(n,(long)(a),(long)(b),0,0,0,0)#define SYSCALL3(n, a, b, c) \syscall6(n,(long)(a),(long)(b),(long)(c),0,0,0)#define SYSCALL4(n, a, b, c, d) \syscall6(n,(long)(a),(long)(b),(long)(c),(long)(d),0,0)#define SYSCALL5(n, a, b, c, d, e) \syscall6(n,(long)(a),(long)(b),(long)(c),(long)(d),(long)(e),0)#define SYSCALL6(n, a, b, c, d, e, f) \syscall6(n,(long)(a),(long)(b),(long)(c),(long)(d),(long)(e),(long)(f))现在我们可以有一些出口：
__attribute((noreturn))static void exit(int status){SYSCALL1(SYS_exit, status);__builtin_unreachable();}__attribute((noreturn))static void exit_group(int status){SYSCALL1(SYS_exit_group, status);__builtin_unreachable();}简化的 futex 包装器：
static void futex_wait(int *futex, int expect){SYSCALL4(SYS_futex, futex, FUTEX_WAIT, expect, 0);}static void futex_wake(int *futex){SYSCALL3(SYS_futex, futex, FUTEX_WAKE, 0x7fffffff);}等等。
终于可以说说这个newstack功能了。它只是一个匿名内存映射的包装，从内核分配页面。我已经对标准 mmap 分配的常量进行了硬编码，因为它们没有什么特殊或不寻常的。返回值检查有点棘手，因为负值范围的很大一部分是有效的，所以我只想检查小范围的负值 errnos。（分配竞技场看起来基本相同。）
static struct stack_head *newstack(long size){unsigned long p = SYSCALL6(SYS_mmap, 0, size, 3, 0x22, -1, 0);if (p > -4096UL) {return 0;}long count = size / sizeof(struct stack_head);return (struct stack_head *)p + count - 1;}该aligned属性在这里发挥作用：我将结果视为数组stack_head并返回最后一个元素。该属性确保每个单独的元素都是对齐的。
就是这样！除了一些深思熟虑的组装