首先從OS設計原理上闡明三種線程：內核線程、輕量級進程、用戶線程

內核線程

內核線程就是內核的分身，一個分身可以處理一件特定事情。這在處理異步事件如異步IO時特別有用。內核線程的使用是廉價的，唯一使用的資源就是內核棧和上下文切換時保存寄存器的空間。支持多線程的內核叫做多線程內核(Multi-Threads kernel )。

輕量級進程

輕量級線程(LWP)是一種由內核支持的用戶線程。它是基于內核線程的高級抽象，因此只有先支持內核線程，才能有LWP。每一個進程有一個或多個Lwps，每個LWP由一個內核線程支持。這種模型實際上就是恐龍書上所提到的一對一線程模型。在這種實現的操作系統中，LWP就是用戶線程。

由于每個LWP都與一個特定的內核線程關聯，因此每個LWP都是一個獨立的線程調度單元。即使有一個LWP在系統調用中阻塞，也不會影響整個進程的執行。

輕量級進程具有局限性。首先，大多數LWP的操作，如建立、析構以及同步，都需要進行系統調用。系統調用的代價相對較高：需要在user mode和kernel mode中切換。其次，每個LWP都需要有一個內核線程支持，因此LWP要消耗內核資源（內核線程的棧空間）。因此一個系統不能支持大量的LWP。

注：

LWP 的術語是借自于 SVR4/MP 和 Solaris 2.x 。有些系統將 LWP 稱為虛擬處理器。而將之稱為輕量級進程的原因可能是：在內核線程的支持下， LWP 是獨立的調度單元，就像普通的進程一樣。所以 LWP 的最大特點還是每個 LWP 都有一個內核線程支持。

用戶線程

LWP雖然本質上屬于用戶線程，但LWP線程庫是建立在內核之上的，LWP的許多操作都要進行系統調用，因此效率不高。而這里的用戶線程指的是完全建立在用戶空間的線程庫，用戶線程的建立，同步，銷毀，調度完全在用戶空間完成，不需要內核的幫助。因此這種線程的操作是極其快速的且低消耗的。

上圖是最初的一個用戶線程模型，從中可以看出，進程中包含線程，用戶線程在用戶空間中實現，內核并沒有直接對用戶線程進程調度，內核的調度對象和傳統進程一樣，還是進程本身，內核并不知道用戶線程的存在。用戶線程之間的調度由在用戶空間實現的線程庫實現。

這種模型對應著恐龍書中提到的多對一線程模型，其缺點是一個用戶線程如果阻塞在系統調用中，則整個進程都將會阻塞。

加強版的用戶線程——用戶線程+LWP

這種模型對應著恐龍書中多對多模型。用戶線程庫還是完全建立在用戶空間中，因此用戶線程的操作還是很廉價，因此可以建立任意多需要的用戶線程。操作系統提供了 LWP 作為用戶線程和內核線程之間的橋梁。 LWP 還是和前面提到的一樣，具有內核線程支持，是內核的調度單元，并且用戶線程的系統調用要通過 LWP ，因此進程中某個用戶線程的阻塞不會影響整個進程的執行。用戶線程庫將建立的用戶線程關聯到 LWP 上， LWP 與用戶線程的數量不一定一致。當內核調度到某個 LWP 上時，此時與該 LWP 關聯的用戶線程就被執行。

很多文獻中都認為輕量級進程就是線程，實際上這種說法并不完全正確，從前面的分析中可以看到，只有在用戶線程完全由輕量級進程構成時，才可以說輕量級進程就是線程。

linuxThreads

　　所實現的就是基于核心輕量級進程的"一對一"線程模型，一個線程實體對應一個核心輕量級進程，而線程之間的管理在核外函數庫（我們常用的pthread庫）中實現。 一直以來, linux內核并沒有線程的概念. 每一個執行實體都是一個task_struct結構, 通常稱之為進程.

　　進程是一個執行單元, 維護著執行相關的動態資源. 同時, 它又引用著程序所需的靜態資源.通過系統調用clone創建子進程時, 可以有選擇性地讓子進程共享父進程所引用的資源. 這樣的子進程通常稱為輕量級進程，如上文所述，又叫內核線程。

[插曲]說下fork和vfork的區別
　　fork時，子進程是父進程的一個拷貝。子進程從父進程那得到了數據段和堆棧段，但不是與父進程共享而是單獨分配內存。然而最初狀態是共享的，linux下使用了寫時復制技術，剛開始共享父進程的數據段，在寫數據段的時候才進行復制，以fork為例，最終共享的資源就是task_struct、系統空間堆棧（copy_thread）、頁面表等。　　vfork時，因為實現為子進程先執行，所以是不拷貝（沒必要）父進的虛存空間，也就是用戶空間堆棧，clone(clone_vfork|clone_vm|sigchld,0)，指明的參數是不會拷貝，注定共享的。因為現在的fork都是寫實拷貝，所以vfork的優勢便不明顯了——只是不用向vfork那樣拷貝頁表。另外，內核都是優先讓子進程先執行，考慮到調度問題，fork不保證；但vfork可保證這點　　2.4內核 do_dork是fork/vfork/clone系統調用的共同代碼，其核心流程如下：　　1) 默認對所有資源進行共享暫不復制;　　2) 如果flags未指定共享（相應位為0），則進行深層次復制。包括，file,fs,sighand,mm。   　　以CLONE_FILES為例，對fork而言為1，也就是必須復制兩份files，這樣父子進程才有獨立上下文（各自獨立lseek不影響，但是文件指針肯定還是指向一個）;但是對于vfork，這個標志為1，也就是父子進程共享文件上下文（注意這里不是共享文件指針，連上下文都共享！也就是子進程lseek會改變父進程讀寫位置），這豈不亂套（類似還有vfork的CLONE_VM標志）！別擔心，do_fork中會保證vfork時候，自進程先執行完！   　　特殊說下，mm資源即使是非共享的，即CLONE_VM=1（fork如此），也不馬上復制，而是復制頁面表后，把也表項設置為寫保護，這樣無論誰寫，屆時都會再復制一份出來，這才完成的資源的獨立——對fork而言。　　3) 復制系統堆棧（區別于用戶空間VM）
　
用戶態線程由pthread庫實現，使用pthread以后, 在用戶看來, 每一個task_struct就對應一個線程, 而一組線程以及它們所共同引用的一組資源就是一個進程.　　但是, 一組線程并不僅僅是引用同一組資源就夠了, 它們還必須被視為一個整體.
POSIX線程實現基于如下要求:------線程的總要求：1, 查看進程列表的時候, 相關的一組task_struct應當被展現為列表中的一個節點;2, 發送給這個"進程"的信號(對應kill系統調用), 將被對應的這一組task_struct所共享, 并且被其中的任意一個"線程"處理;3, 發送給某個"線程"的信號(對應pthread_kill), 將只被對應的一個task_struct接收, 并且由它自己來處理;4, 當"進程"被停止或繼續時(對應SIGSTOP/SIGCONT信號), 對應的這一組task_struct狀態將改變;5, 當"進程"收到一個致命信號(比如由于段錯誤收到SIGSEGV信號), 對應的這一組task_struct將全部退出;6, 以上可能不全;
　　在linux 2.6以前, pthread線程庫對應的實現是一個名叫linuxthreads的lib. linuxthreads利用前面提到的輕量級進程來實現線程, 但是對于POSIX提出的那些要求, linuxthreads 除了第5點以外, 都沒有實現(實際上是無能為力):1, 如果運行了A程序, A程序創建了10個線程, 那么在shell下執行ps命令時將看到11個A進程, 而不是1個(注意, 也不是10個, 下面會解釋);2, 不管是kill還是pthread_kill, 信號只能被一個對應的線程所接收;3, SIGSTOP/SIGCONT信號只對一個線程起作用;
　　還好linuxthreads實現了第5點, 我認為這一點是最重要的. 如果某個線程"掛"了, 整個進程還在若無其事地運行著, 可能會出現很多的不一致狀態. 進程將不是一個整體, 而線程也不能稱為線程. 或許這也是為什么linuxthreads雖然與POSIX的要求差距甚遠, 卻能夠存在, 并且還被使用了好幾年的原因吧。是, linuxthreads為了實現這個"第5點", 還是付出了很多代價,并且創造了linuxthreads本身的一大性能瓶頸.
　　接下來要說說, 為什么A程序創建了10個線程, 但是ps時卻會出現11個A進程了. 因為linuxthreads自動創建了一個管理線程. 上面提到的"第5點"就是靠管理線程來實現的.當程序開始運行時, 并沒有管理線程存在(因為盡管程序已經鏈接了pthread庫, 但是未必會使用多線程). 程序第一次調用pthread_create時, linuxthreads發現管理線程不存在, 于是創建這個管理線程. 這個管理線程是進程中的第一個線程(主線程)的兒子.　　然后在pthread_create中, 會通過pipe向管理線程發送一個命令, 告訴它創建線程. 即是說, 除主線程外, 所有的線程都是由管理線程來創建的, 管理線程是它們的父親.于是, 當任何一個子線程退出時, 管理線程將收到SIGUSER1信號(這是在通過clone創建子線程時指定的). 管理線程在對應的sig_handler中會判斷子線程是否正常退出, 如果不是, 則殺死所有線程, 然后自殺.　　那么, 主線程怎么辦呢? 主線程是管理線程的父親, 其退出時并不會給管理線程發信號. 于是, 在管理線程的主循環中通過getppid檢查父進程的ID號, 如果ID號是1, 說明父親已經退出, 并把自己托管給了init進程(1號進程). 這時候, 管理線程也會殺掉所有子線程, 然后自殺. 那么, 如果主線程是調用pthread_exit主動退出的呢? 按照posix的標準，這種情況下其他子線程是應該繼續運行的. 于是, 在linuxthreads中, 主線程調用pthread_exit以后并不會真正退出, 而是會在pthread_exit函數中阻塞等待所有子線程都退出了, pthread_exit才會讓主線程退出. (在這個等等過程中, 主線程一直處于睡眠狀態.)
　　可見, 線程的創建與銷毀都是通過管理線程來完成的, 于是管理線程就成了linuxthreads的一個性能瓶頸. 創建與銷毀需要一次進程間通信, 一次上下文切換之后才能被管理線程執行, 并且多個請求會被管理線程串行地執行.
NPTL(Native POSIX Threading Library)
到了linux 2.6, glibc中有了一種新的pthread線程庫NPTL. NPTL實現了前面提到的POSIX的全部5點要求. 但是, 實際上, 與其說是NPTL實現了, 不如說是linux內核實現了.
在linux 2.6中, 內核有了線程組的概念, task_struct結構中增加了一個tgid(thread group id)字段.如果這個task是一個"主線程", 則它的tgid等于pid, 否則tgid等于進程的pid(即主線程的pid),此外，每個線程有自己的pid。在clone系統調用中, 傳遞CLONE_THREAD參數就可以把新進程的tgid設置為父進程的tgid(否則新進程的tgid會設為其自身的pid).類似的XXid在task_struct中還有兩個：task->signal->pgid保存進程組的打頭進程的pid、task->signal->session保存會話打頭進程的pid。通過這兩個id來關聯進程組和會話。
　　有了tgid, 內核或相關的shell程序就知道某個tast_struct是代表一個進程還是代表一個線程, 也就知道在什么時候該展現它們, 什么時候不該展現(比如在ps的時候, 線程就不要展現了).而getpid(獲取進程ID)系統調用返回的也是tast_struct中的tgid, 而tast_struct中的pid則由gettid系統調用來返回.在執行ps命令的時候不展現子線程，也是有一些問題的。比如程序a.out運行時，創建了一個線程。假設主線程的pid是10001、子線程是10002（它們的tgid都是10001）。這時如果你kill 10002，是可以把10001和10002這兩個線程一起殺死的，盡管執行ps命令的時候根本看不到10002這個進程。如果你不知道linux線程背后的故事，肯定會覺得遇到靈異事件了。
　　為了應付"發送給進程的信號"和"發送給線程的信號", task_struct里面維護了兩套signal_pending, 一套是線程組共享的, 一套是線程獨有的.通過kill發送的信號被放在線程組共享的signal_pending中, 可以由任意一個線程來處理; 通過pthread_kill發送的信號(pthread_kill是pthread庫的接口, 對應的系統調用中tkill)被放在線程獨有的signal_pending中, 只能由本線程來處理.
　　當線程停止/繼續, 或者是收到一個致命信號時, 內核會將處理動作施加到整個線程組中.
NGPT(Next Generation POSIX Threads)
　　上面提到的兩種線程庫使用的都是內核級線程(每個線程都對應內核中的一個調度實體), 這種模型稱為1:1模型(1個線程對應1個內核級線程);而NGPT則打算實現M:N模型(M個線程對應N個內核級線程), 也就是說若干個線程可能是在同一個執行實體上實現的.　　線程庫需要在一個內核提供的執行實體上抽象出若干個執行實體, 并實現它們之間的調度. 這樣被抽象出來的執行實體稱為用戶級線程.大體上, 這可以通過為每個用戶級線程分配一個棧, 然后通過longjmp的方式進行上下文切換. (百度一下"setjmp/longjmp", 你就知道.)　　但是實際上要處理的細節問題非常之多. 目前的NGPT好像并沒有實現所有預期的功能, 并且暫時也不準備去實現.
　　用戶級線程的切換顯然要比內核級線程的切換快一些, 前者可能只是一個簡單的長跳轉, 而后者則需要保存/裝載寄存器, 進入然后退出內核態. (進程切換則還需要切換地址空間等).而用戶級線程則不能享受多處理器, 因為多個用戶級線程對應到一個內核級線程上, 一個內核級線程在同一時刻只能運行在一個處理器上.不過, M:N的線程模型畢竟提供了這樣一種手段, 可以讓不需要并行執行的線程運行在一個內核級線程對應的若干個用戶級線程上, 可以節省它們的切換開銷.
　　據說一些類UNIX系統(如Solaris)已經實現了比較成熟的M:N線程模型, 其性能比起linux的線程還是有著一定的優勢.
參考文獻：linux內核設計與實現 3.4 線程在linux中的實現
　　　　　linux內核源代碼情景分析 4.3
　　　　　APUE 8.4 VFORK函數
　　　　   linux內核源代碼情景分析 4.3 系統調用fork vfork clone
　　　　　Linux 線程實現機制分析 http://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/kernel/l-thread/　　　　　關于進程、線程和輕量級進程的一些筆記  http://www.cnitblog.com/tarius.wu/articles/2277.html