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棧是什么？棧有什么作用？

首先，棧 (stack) 是一種串列形式的數(shù)據(jù)結構。這種數(shù)據(jù)結構的特點是后入先出(LIFO, Last In First Out)，數(shù)據(jù)只能在串列的一端 (稱為：棧頂 top) 進行推入(push) 和彈出(pop) 操作。根據(jù)棧的特點，很容易的想到可以利用數(shù)組，來實現(xiàn)這種數(shù)據(jù)結構。但是本文要討論的并不是軟件層面的棧，而是硬件層面的棧。

大多數(shù)的處理器架構，都有實現(xiàn)硬件棧。有專門的棧指針寄存器，以及特定的硬件指令來完成入棧/出棧的操作。例如在 ARM 架構上，R13 (SP) 指針是堆棧指針寄存器，而 PUSH 是用于壓棧的匯編指令，POP 則是出棧的匯編指令。

【擴展閱讀】：ARM 寄存器簡介

ARM 處理器擁有 37 個寄存器。這些寄存器按部分重疊組方式加以排列。每個處理器模式都有一個不同的寄存器組。編組的寄存器為處理處理器異常和特權操作提供了快速的上下文切換。

提供了下列寄存器：
- 三十個 32 位通用寄存器：
- 存在十五個通用寄存器，它們分別是 r0-r12、sp、lr
- sp (r13) 是堆棧指針。C/C++ 編譯器始終將 sp 用作堆棧指針
- lr (r14) 用于存儲調(diào)用子例程時的返回地址。如果返回地址存儲在堆棧上，則可將 lr 用作通用寄存器
- 程序計數(shù)器 (pc)：指令寄存器
- 應用程序狀態(tài)寄存器 (APSR)：存放算術邏輯單元 (ALU) 狀態(tài)標記的副本
- 當前程序狀態(tài)寄存器 (CPSR)：存放 APSR 標記，當前處理器模式，中斷禁用標記等
- 保存的程序狀態(tài)寄存器 (SPSR)：當發(fā)生異常時，使用 SPSR 來存儲 CPSR

上面是棧的原理和實現(xiàn)，下面我們來看看棧有什么作用。棧作用可以從兩個方面體現(xiàn)：函數(shù)調(diào)用和多任務支持。

一、函數(shù)調(diào)用

我們知道一個函數(shù)調(diào)用有以下三個基本過程：
- 調(diào)用參數(shù)的傳入
- 局部變量的空間管理
- 函數(shù)返回

函數(shù)的調(diào)用必須是高效的，而數(shù)據(jù)存放在CPU通用寄存器或者RAM 內(nèi)存中無疑是最好的選擇。以傳遞調(diào)用參數(shù)為例，我們可以選擇使用 CPU通用寄存器來存放參數(shù)。但是通用寄存器的數(shù)目都是有限的，當出現(xiàn)函數(shù)嵌套調(diào)用時，子函數(shù)再次使用原有的通用寄存器必然會導致沖突。因此如果想用它來傳遞參數(shù)，那在調(diào)用子函數(shù)前，就必須先保存原有寄存器的值，然后當子函數(shù)退出的時候再恢復原有寄存器的值。

函數(shù)的調(diào)用參數(shù)數(shù)目一般都相對少，因此通用寄存器是可以滿足一定需求的。但是局部變量的數(shù)目和占用空間都是比較大的，再依賴有限的通用寄存器未免強人所難，因此我們可以采用某些 RAM 內(nèi)存區(qū)域來存儲局部變量。但是存儲在哪里合適？既不能讓函數(shù)嵌套調(diào)用的時候有沖突，又要注重效率。

這種情況下，棧無疑提供很好的解決辦法。一、對于通用寄存器傳參的沖突，我們可以再調(diào)用子函數(shù)前，將通用寄存器臨時壓入棧中；在子函數(shù)調(diào)用完畢后，在將已保存的寄存器再彈出恢復回來。二、而局部變量的空間申請，也只需要向下移動下棧頂指針；將棧頂指針向回移動，即可就可完成局部變量的空間釋放；三、對于函數(shù)的返回，也只需要在調(diào)用子函數(shù)前，將返回地址壓入棧中，待子函數(shù)調(diào)用結束后，將函數(shù)返回地址彈出給 PC 指針，即完成了函數(shù)調(diào)用的返回；

于是上述函數(shù)調(diào)用的三個基本過程，就演變記錄一個棧指針的過程。每次函數(shù)調(diào)用的時候，都配套一個棧指針。即使循環(huán)嵌套調(diào)用函數(shù)，只要對應函數(shù)棧指針是不同的，也不會出現(xiàn)沖突。

【擴展閱讀】：函數(shù)棧幀 (Stack Frame)

函數(shù)調(diào)用經(jīng)常是嵌套的，在同一時刻，棧中會有多個函數(shù)的信息。每個未完成運行的函數(shù)占用一個獨立的連續(xù)區(qū)域，稱作棧幀(Stack Frame)。棧幀存放著函數(shù)參數(shù)，局部變量及恢復前一棧幀所需要的數(shù)據(jù)等，函數(shù)調(diào)用時入棧的順序為：

實參N~1 → 主調(diào)函數(shù)返回地址 → 主調(diào)函數(shù)幀基指針EBP → 被調(diào)函數(shù)局部變量1~N

棧幀的邊界由棧幀基地址指針 EBP和棧指針 ESP界定，EBP 指向當前棧幀底部(高地址)，在當前棧幀內(nèi)位置固定；ESP指向當前棧幀頂部(低地址)，當程序執(zhí)行時ESP會隨著數(shù)據(jù)的入棧和出棧而移動。因此函數(shù)中對大部分數(shù)據(jù)的訪問都基于EBP進行。函數(shù)調(diào)用棧的典型內(nèi)存布局如下圖所示：

二、多任務支持

然而棧的意義還不只是函數(shù)調(diào)用，有了它的存在，才能構建出操作系統(tǒng)的多任務模式。我們以 main 函數(shù)調(diào)用為例，main 函數(shù)包含一個無限循環(huán)體，循環(huán)體中先調(diào)用 A 函數(shù)，再調(diào)用 B 函數(shù)。

func B():
 return;

func A():
 B();

func main():
 while (1)
  A();

試想在單處理器情況下，程序?qū)⒂肋h停留在此 main 函數(shù)中。即使有另外一個任務在等待狀態(tài)，程序是沒法從此 main 函數(shù)里面跳轉到另一個任務。因為如果是函數(shù)調(diào)用關系，本質(zhì)上還是屬于 main 函數(shù)的任務中，不能算多任務切換。此刻的 main 函數(shù)任務本身其實和它的棧綁定在了一起，無論如何嵌套調(diào)用函數(shù)，棧指針都在本棧范圍內(nèi)移動。

由此可以看出一個任務可以利用以下信息來表征：
1. main 函數(shù)體代碼
2. main 函數(shù)棧指針
3. 當前 CPU 寄存器信息

假如我們可以保存以上信息，則完全可以強制讓出 CPU 去處理其他任務。只要將來想繼續(xù)執(zhí)行此 main 任務的時候，把上面的信息恢復回去即可。有了這樣的先決條件，多任務就有了存在的基礎，也可以看出棧存在的另一個意義。在多任務模式下，當調(diào)度程序認為有必要進行任務切換的話，只需保存任務的信息（即上面說的三個內(nèi)容）。恢復另一個任務的狀態(tài)，然后跳轉到上次運行的位置，就可以恢復運行了。

可見每個任務都有自己的?？臻g，正是有了獨立的棧空間，為了代碼重用，不同的任務甚至可以混用任務的函數(shù)體本身，例如可以一個main函數(shù)有兩個任務實例。至此之后的操作系統(tǒng)的框架也形成了，譬如任務在調(diào)用 sleep() 等待的時候，可以主動讓出 CPU 給別的任務使用，或者分時操作系統(tǒng)任務在時間片用完是也會被迫的讓出 CPU。不論是哪種方法，只要想辦法切換任務的上下文空間，切換棧即可。

【擴展閱讀】：任務、線程、進程三者關系

任務是一個抽象的概念，即指軟件完成的一個活動；而線程則是完成任務所需的動作；進程則指的是完成此動作所需資源的統(tǒng)稱；關于三者的關系，有一個形象的比喻：
- 任務 = 送貨
- 線程 = 開送貨車
- 系統(tǒng)調(diào)度 = 決定合適開哪部送貨車
- 進程 = 道路 + 加油站 + 送貨車 + 修車廠

Linux 中有幾種棧？各種棧的內(nèi)存位置？

介紹完棧的工作原理和用途作用后，我們回歸到 Linux 內(nèi)核上來。內(nèi)核將棧分成四種：

進程棧
線程棧
內(nèi)核棧
中斷棧

一、進程棧

進程棧是屬于用戶態(tài)棧，和進程虛擬地址空間 (Virtual Address Space)密切相關。那我們先了解下什么是虛擬地址空間：在 32 位機器下，虛擬地址空間大小為 4G。這些虛擬地址通過頁表 (Page Table) 映射到物理內(nèi)存，頁表由操作系統(tǒng)維護，并被處理器的內(nèi)存管理單元 (MMU) 硬件引用。每個進程都擁有一套屬于它自己的頁表，因此對于每個進程而言都好像獨享了整個虛擬地址空間。

Linux 內(nèi)核將這 4G 字節(jié)的空間分為兩部分，將最高的 1G 字節(jié)（0xC0000000-0xFFFFFFFF）供內(nèi)核使用，稱為內(nèi)核空間。而將較低的3G字節(jié)（0x00000000-0xBFFFFFFF）供各個進程使用，稱為用戶空間。每個進程可以通過系統(tǒng)調(diào)用陷入內(nèi)核態(tài)，因此內(nèi)核空間是由所有進程共享的。雖然說內(nèi)核和用戶態(tài)進程占用了這么大地址空間，但是并不意味它們使用了這么多物理內(nèi)存，僅表示它可以支配這么大的地址空間。它們是根據(jù)需要，將物理內(nèi)存映射到虛擬地址空間中使用。

Linux 對進程地址空間有個標準布局，地址空間中由各個不同的內(nèi)存段組成 (Memory Segment)，主要的內(nèi)存段如下：
- 程序段 (Text Segment)：可執(zhí)行文件代碼的內(nèi)存映射
- 數(shù)據(jù)段 (Data Segment)：可執(zhí)行文件的已初始化全局變量的內(nèi)存映射
- BSS段 (BSS Segment)：未初始化的全局變量或者靜態(tài)變量（用零頁初始化）
- 堆區(qū) (Heap) : 存儲動態(tài)內(nèi)存分配，匿名的內(nèi)存映射
- 棧區(qū) (Stack) : 進程用戶空間棧，由編譯器自動分配釋放，存放函數(shù)的參數(shù)值、局部變量的值等
- 映射段(Memory Mapping Segment)：任何內(nèi)存映射文件

而上面進程虛擬地址空間中的棧區(qū)，正指的是我們所說的進程棧。進程棧的初始化大小是由編譯器和鏈接器計算出來的，但是棧的實時大小并不是固定的，Linux 內(nèi)核會根據(jù)入棧情況對棧區(qū)進行動態(tài)增長（其實也就是添加新的頁表）。但是并不是說棧區(qū)可以無限增長，它也有最大限制RLIMIT_STACK(一般為 8M)，我們可以通過ulimit來查看或更改RLIMIT_STACK的值。

【擴展閱讀】：如何確認進程棧的大小

我們要知道棧的大小，那必須得知道棧的起始地址和結束地址。棧起始地址獲取很簡單，只需要嵌入?yún)R編指令獲取棧指針 esp 地址即可。棧結束地址的獲取有點麻煩，我們需要先利用遞歸函數(shù)把棧搞溢出了，然后再 GDB 中把棧溢出的時候把棧指針 esp 打印出來即可。代碼如下：

/* file name: stacksize.c */

void *orig_stack_pointer;

void blow_stack() {
  blow_stack();
}

int main() {
  __asm__("movl %esp, orig_stack_pointer");

  blow_stack();
  return 0;
}

$ g++ -g stacksize.c -o ./stacksize
$ gdb ./stacksize
(gdb) r
Starting program: /home/home/misc-code/setrlimit

Program received signal SIGSEGV, Segmentation fault.
blow_stack () at setrlimit.c:4
4    blow_stack();
(gdb) print (void *)$esp
$1 = (void *) 0xffffffffff7ff000
(gdb) print (void *)orig_stack_pointer
$2 = (void *) 0xffffc800
(gdb) print 0xffffc800-0xff7ff000
$3 = 8378368  // Current Process Stack Size is 8M

上面對進程的地址空間有個比較全局的介紹，那我們看下 Linux 內(nèi)核中是怎么體現(xiàn)上面內(nèi)存布局的。內(nèi)核使用內(nèi)存描述符來表示進程的地址空間，該描述符表示著進程所有地址空間的信息。內(nèi)存描述符由 mm_struct 結構體表示，下面給出內(nèi)存描述符結構中各個域的描述，請大家結合前面的進程內(nèi)存段布局圖一起看：

struct mm_struct {
  struct vm_area_struct *mmap;      /* 內(nèi)存區(qū)域鏈表 */
  struct rb_root mm_rb;         /* VMA 形成的紅黑樹 */
  ...
  struct list_head mmlist;        /* 所有 mm_struct 形成的鏈表 */
  ...
  unsigned long total_vm;        /* 全部頁面數(shù)目 */
  unsigned long locked_vm;        /* 上鎖的頁面數(shù)據(jù) */
  unsigned long pinned_vm;        /* Refcount permanently increased */
  unsigned long shared_vm;        /* 共享頁面數(shù)目 Shared pages (files) */
  unsigned long exec_vm;         /* 可執(zhí)行頁面數(shù)目 VM_EXEC & ~VM_WRITE */
  unsigned long stack_vm;        /* 棧區(qū)頁面數(shù)目 VM_GROWSUP/DOWN */
  unsigned long def_flags;
  unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;  /* 代碼段、數(shù)據(jù)段 起始地址和結束地址 */
  unsigned long start_brk, brk, start_stack;          /* 棧區(qū) 的起始地址，堆區(qū) 起始地址和結束地址 */
  unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;    /* 命令行參數(shù) 和 環(huán)境變量的 起始地址和結束地址 */
  ...
  /* Architecture-specific MM context */
  mm_context_t context;         /* 體系結構特殊數(shù)據(jù) */

  /* Must use atomic bitops to access the bits */
  unsigned long flags;          /* 狀態(tài)標志位 */
  ...
  /* Coredumping and NUMA and HugePage 相關結構體 */
};

【擴展閱讀】：進程棧的動態(tài)增長實現(xiàn)

進程在運行的過程中，通過不斷向棧區(qū)壓入數(shù)據(jù)，當超出棧區(qū)容量時，就會耗盡棧所對應的內(nèi)存區(qū)域，這將觸發(fā)一個缺頁異常 (page fault)。通過異常陷入內(nèi)核態(tài)后，異常會被內(nèi)核的expand_stack()函數(shù)處理，進而調(diào)用acct_stack_growth()來檢查是否還有合適的地方用于棧的增長。

如果棧的大小低于RLIMIT_STACK（通常為8MB），那么一般情況下棧會被加長，程序繼續(xù)執(zhí)行，感覺不到發(fā)生了什么事情，這是一種將棧擴展到所需大小的常規(guī)機制。然而，如果達到了最大?？臻g的大小，就會發(fā)生棧溢出（stack overflow），進程將會收到內(nèi)核發(fā)出的段錯誤（segmentation fault）信號。

動態(tài)棧增長是唯一一種訪問未映射內(nèi)存區(qū)域而被允許的情形，其他任何對未映射內(nèi)存區(qū)域的訪問都會觸發(fā)頁錯誤，從而導致段錯誤。一些被映射的區(qū)域是只讀的，因此企圖寫這些區(qū)域也會導致段錯誤。

二、線程棧

從 Linux 內(nèi)核的角度來說，其實它并沒有線程的概念。Linux 把所有線程都當做進程來實現(xiàn)，它將線程和進程不加區(qū)分的統(tǒng)一到了 task_struct 中。線程僅僅被視為一個與其他進程共享某些資源的進程，而是否共享地址空間幾乎是進程和 Linux 中所謂線程的唯一區(qū)別。線程創(chuàng)建的時候，加上了 CLONE_VM 標記，這樣線程的內(nèi)存描述符將直接指向父進程的內(nèi)存描述符。

 if (clone_flags & CLONE_VM) {
  /*
   * current 是父進程而 tsk 在 fork() 執(zhí)行期間是共享子進程
   */
  atomic_inc(¤t->mm->mm_users);
  tsk->mm = current->mm;
 }

雖然線程的地址空間和進程一樣，但是對待其地址空間的 stack 還是有些區(qū)別的。對于 Linux 進程或者說主線程，其 stack 是在 fork 的時候生成的，實際上就是復制了父親的 stack 空間地址，然后寫時拷貝 (cow) 以及動態(tài)增長。然而對于主線程生成的子線程而言，其 stack 將不再是這樣的了，而是事先固定下來的，使用 mmap 系統(tǒng)調(diào)用，它不帶有 VM_STACK_FLAGS 標記。這個可以從 glibc 的nptl/allocatestack.c中的allocate_stack()函數(shù)中看到：

mem = mmap (NULL, size, prot,
      MAP_PRIVATE | MAP_ANONYMOUS | MAP_STACK, -1, 0);

由于線程的mm->start_stack棧地址和所屬進程相同，所以線程棧的起始地址并沒有存放在task_struct中，應該是使用pthread_attr_t中的stackaddr來初始化task_struct->thread->sp（sp 指向struct pt_regs對象，該結構體用于保存用戶進程或者線程的寄存器現(xiàn)場）。這些都不重要，重要的是，線程棧不能動態(tài)增長，一旦用盡就沒了，這是和生成進程的 fork 不同的地方。由于線程棧是從進程的地址空間中 map 出來的一塊內(nèi)存區(qū)域，原則上是線程私有的。但是同一個進程的所有線程生成的時候淺拷貝生成者的 task_struct 的很多字段，其中包括所有的vma，如果愿意，其它線程也還是可以訪問到的，于是一定要注意。

三、進程內(nèi)核棧

在每一個進程的生命周期中，必然會通過到系統(tǒng)調(diào)用陷入內(nèi)核。在執(zhí)行系統(tǒng)調(diào)用陷入內(nèi)核之后，這些內(nèi)核代碼所使用的棧并不是原先進程用戶空間中的棧，而是一個單獨內(nèi)核空間的棧，這個稱作進程內(nèi)核棧。進程內(nèi)核棧在進程創(chuàng)建的時候，通過 slab 分配器從thread_info_cache緩存池中分配出來，其大小為THREAD_SIZE，一般來說是一個頁大小 4K；

union thread_union {                  
    struct thread_info thread_info;        
    unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)];
};

thread_union進程內(nèi)核棧和task_struct進程描述符有著緊密的聯(lián)系。由于內(nèi)核經(jīng)常要訪問task_struct，高效獲取當前進程的描述符是一件非常重要的事情。因此內(nèi)核將進程內(nèi)核棧的頭部一段空間，用于存放thread_info結構體，而此結構體中則記錄了對應進程的描述符，兩者關系如下圖（對應內(nèi)核函數(shù)為dup_task_struct()）：

有了上述關聯(lián)結構后，內(nèi)核可以先獲取到棧頂指針 esp，然后通過 esp 來獲取thread_info。這里有一個小技巧，直接將 esp 的地址與上~(THREAD_SIZE - 1)后即可直接獲得thread_info的地址。由于thread_union結構體是從thread_info_cache的 Slab 緩存池中申請出來的，而thread_info_cache在kmem_cache_create創(chuàng)建的時候，保證了地址是THREAD_SIZE對齊的。因此只需要對棧指針進行 THREAD_SIZE 對齊，即可獲得thread_union的地址，也就獲得了thread_union的地址。成功獲取到thread_info后，直接取出它的 task 成員就成功得到了task_struct。其實上面這段描述，也就是current宏的實現(xiàn)方法：

register unsigned long current_stack_pointer asm ("sp");

static inline struct thread_info *current_thread_info(void) 
{                              
    return (struct thread_info *)            
        (current_stack_pointer & ~(THREAD_SIZE - 1));
}                              

#define get_current() (current_thread_info()->task)

#define current get_current()

四、中斷棧

進程陷入內(nèi)核態(tài)的時候，需要內(nèi)核棧來支持內(nèi)核函數(shù)調(diào)用。中斷也是如此，當系統(tǒng)收到中斷事件后，進行中斷處理的時候，也需要中斷棧來支持函數(shù)調(diào)用。由于系統(tǒng)中斷的時候，系統(tǒng)當然是處于內(nèi)核態(tài)的，所以中斷棧是可以和內(nèi)核棧共享的。但是具體是否共享，這和具體處理架構密切相關。

X86 上中斷棧就是獨立于內(nèi)核棧的；獨立的中斷棧所在內(nèi)存空間的分配發(fā)生在arch/x86/kernel/irq_32.c的irq_ctx_init()函數(shù)中(如果是多處理器系統(tǒng)，那么每個處理器都會有一個獨立的中斷棧)，函數(shù)使用__alloc_pages在低端內(nèi)存區(qū)分配2個物理頁面，也就是8KB大小的空間。有趣的是，這個函數(shù)還會為softirq分配一個同樣大小的獨立堆棧。如此說來，softirq將不會在hardirq的中斷棧上執(zhí)行，而是在自己的上下文中執(zhí)行。

而 ARM 上中斷棧和內(nèi)核棧則是共享的；中斷棧和內(nèi)核棧共享有一個負面因素，如果中斷發(fā)生嵌套，可能會造成棧溢出，從而可能會破壞到內(nèi)核棧的一些重要數(shù)據(jù)，所以棧空間有時候難免會捉襟見肘。

Linux 為什么需要區(qū)分這些棧？

為什么需要區(qū)分這些棧，其實都是設計上的問題。這里就我看到過的一些觀點進行匯總，供大家討論：

為什么需要單獨的進程內(nèi)核棧？

所有進程運行的時候，都可能通過系統(tǒng)調(diào)用陷入內(nèi)核態(tài)繼續(xù)執(zhí)行。假設第一個進程 A 陷入內(nèi)核態(tài)執(zhí)行的時候，需要等待讀取網(wǎng)卡的數(shù)據(jù)，主動調(diào)用schedule()讓出 CPU；此時調(diào)度器喚醒了另一個進程 B，碰巧進程 B 也需要系統(tǒng)調(diào)用進入內(nèi)核態(tài)。那問題就來了，如果內(nèi)核棧只有一個，那進程 B 進入內(nèi)核態(tài)的時候產(chǎn)生的壓棧操作，必然會破壞掉進程 A 已有的內(nèi)核棧數(shù)據(jù)；一但進程 A 的內(nèi)核棧數(shù)據(jù)被破壞，很可能導致進程 A 的內(nèi)核態(tài)無法正確返回到對應的用戶態(tài)了；

為什么需要單獨的線程棧？

此時 A1 的棧指針 esp 如果為初始值 0x7ffc80000000，則線程 A1 一但出現(xiàn)函數(shù)調(diào)用，必然會破壞父進程 A 已入棧的數(shù)據(jù)。
如果此時線程 A1 的棧指針和父進程最后更新的值一致，esp 為 0x7ffc8000FF00，那線程 A1 進行一些函數(shù)調(diào)用后，棧指針 esp 增加到 0x7ffc8000FFFF，然后線程 A1 休眠；調(diào)度器再次換成父進程 A 執(zhí)行，那這個時候父進程的棧指針是應該為 0x7ffc8000FF00 還是 0x7ffc8000FFFF 呢？無論棧指針被設置到哪個值，都會有問題不是嗎？

Linux 調(diào)度程序中并沒有區(qū)分線程和進程，當調(diào)度程序需要喚醒”進程”的時候，必然需要恢復進程的上下文環(huán)境，也就是進程棧；但是線程和父進程完全共享一份地址空間，如果棧也用同一個那就會遇到以下問題。假如進程的棧指針初始值為 0x7ffc80000000；父進程 A 先執(zhí)行，調(diào)用了一些函數(shù)后棧指針 esp 為 0x7ffc8000FF00，此時父進程主動休眠了；接著調(diào)度器喚醒子線程 A1：

進程和線程是否共享一個內(nèi)核棧？

No，線程和進程創(chuàng)建的時候都調(diào)用dup_task_struct來創(chuàng)建 task 相關結構體，而內(nèi)核棧也是在此函數(shù)中alloc_thread_info_node出來的。因此雖然線程和進程共享一個地址空間mm_struct，但是并不共享一個內(nèi)核棧。