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原文地址：一文读懂Linux内核处理器架构中的栈 - 资料 - 我爱内核网

栈是什么？栈有什么作用？

首先，栈 (stack) 是一种串列形式的 数据结构。这种数据结构的特点是 后入先出 (LIFO, Last In First Out)，数据只能在串列的一端 (称为：栈顶 top) 进行 推入 (push) 和 弹出 (pop) 操作。根据栈的特点，很容易地想到可以利用数组，来实现这种数据结构。但是本文要讨论的并不是软件层面的栈，而是硬件层面的栈。

大多数的处理器架构，都有实现硬件栈。有专门的栈指针寄存器，以及特定的硬件指令来完成 入栈/出栈 的操作。例如在 ARM 架构上，R13 (SP) 指针是堆栈指针寄存器，而 PUSH 是用于压栈的汇编指令，POP 则是出栈的汇编指令。

• 三十个 32 位通用寄存器：

• 存在十五个通用寄存器，它们分别是 r0-r12、sp、lr

• sp (r13) 是堆栈指针。C/C++ 编译器始终将 sp 用作堆栈指针

• lr (r14) 用于存储调用子例程时的返回地址。如果返回地址存储在堆栈上，则可将 lr 用作通用寄存器

• 程序计数器 (pc)：指令寄存器

• 应用程序状态寄存器 (APSR)：存放算术逻辑单元 (ALU) 状态标记的副本

• 当前程序状态寄存器 (CPSR)：存放 APSR 标记，当前处理器模式，中断禁用标记等

• 保存的程序状态寄存器 (SPSR)：当发生异常时，使用 SPSR 来存储 CPSR

上面是栈的原理和实现，下面我们来看看栈有什么作用。栈作用可以从两个方面体现：函数调用 和 多任务支持 。

一、函数调用

我们知道一个函数调用有以下三个基本过程：

• 调用参数的传入

• 局部变量的空间管理

• 函数返回

函数的调用必须是高效的，而数据存放在 CPU 通用寄存器 或者 RAM 内存 中无疑是最好的选择。以传递调用参数为例，我们可以选择使用 CPU 通用寄存器 来存放参数。但是通用寄存器的数目都是有限的，当出现函数嵌套调用时，子函数再次使用原有的通用寄存器必然会导致冲突。因此如果想用它来传递参数，那在调用子函数前，就必须先 保存原有寄存器的值，然后当子函数退出的时候再 恢复原有寄存器的值 。

函数的调用参数数目一般都相对少，因此通用寄存器是可以满足一定需求的。但是局部变量的数目和占用空间都是比较大的，再依赖有限的通用寄存器未免强人所难，因此我们可以采用某些 RAM 内存区域来存储局部变量。但是存储在哪里合适？既不能让函数嵌套调用的时候有冲突，又要注重效率。

这种情况下，栈无疑提供很好的解决办法。一、对于通用寄存器传参的冲突，我们可以再调用子函数前，将通用寄存器临时压入栈中；在子函数调用完毕后，在将已保存的寄存器再弹出恢复回来。二、而局部变量的空间申请，也只需要向下移动下栈顶指针；将栈顶指针向回移动，即可就可完成局部变量的空间释放；三、对于函数的返回，也只需要在调用子函数前，将返回地址压入栈中，待子函数调用结束后，将函数返回地址弹出给 PC 指针，即完成了函数调用的返回；

于是上述函数调用的三个基本过程，就演变记录一个栈指针的过程。每次函数调用的时候，都配套一个栈指针。即使循环嵌套调用函数，只要对应函数栈指针是不同的，也不会出现冲突。

二、多任务支持

然而栈的意义还不只是函数调用，有了它的存在，才能构建出操作系统的多任务模式。我们以 main 函数调用为例，main 函数包含一个无限循环体，循环体中先调用 A 函数，再调用 B 函数。

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

试想在单处理器情况下，程序将永远停留在此 main 函数中。即使有另外一个任务在等待状态，程序是没法从此 main 函数里面跳转到另一个任务。因为如果是函数调用关系，本质上还是属于 main 函数的任务中，不能算多任务切换。此刻的 main 函数任务本身其实和它的栈绑定在了一起，无论如何嵌套调用函数，栈指针都在本栈范围内移动。

由此可以看出一个任务可以利用以下信息来表征：

1. main 函数体代码

2. main 函数栈指针

3. 当前 CPU 寄存器信息

假如我们可以保存以上信息，则完全可以强制让出 CPU 去处理其他任务。只要将来想继续执行此 main 任务的时候，把上面的信息恢复回去即可。有了这样的先决条件，多任务就有了存在的基础，也可以看出栈存在的另一个意义。在多任务模式下，当调度程序认为有必要进行任务切换的话，只需保存任务的信息（即上面说的三个内容）。恢复另一个任务的状态，然后跳转到上次运行的位置，就可以恢复运行了。

可见每个任务都有自己的栈空间，正是有了独立的栈空间，为了代码重用，不同的任务甚至可以混用任务的函数体本身，例如可以一个 main 函数有两个任务实例。至此之后的操作系统的框架也形成了，譬如任务在调用 sleep() 等待的时候，可以主动让出 CPU 给别的任务使用，或者分时操作系统任务在时间片用完是也会被迫的让出 CPU。不论是哪种方法，只要想办法切换任务的上下文空间，切换栈即可。

任务、线程、进程 三者关系 任务是一个抽象的概念，即指软件完成的一个活动；而线程则是完成任务所需的动作；进程则指的是完成此动作所需资源的统称；关于三者的关系，有一个形象的比喻：

• 任务 = 送货

• 线程 = 开送货车

• 系统调度 = 决定合适开哪部送货车

• 进程 = 道路 + 加油站 + 送货车 + 修车厂

Linux 中有几种栈？各种栈的内存位置？

介绍完栈的工作原理和用途作用后，我们回归到 Linux 内核上来。内核将栈分成四种：

• 进程栈

• 线程栈

• 内核栈

• 中断栈

进程栈

进程栈是属于用户态栈，和进程 虚拟地址空间 (Virtual Address Space) 密切相关。那我们先了解下什么是虚拟地址空间：在 32 位机器下，虚拟地址空间大小为 4G。这些虚拟地址通过页表 (Page Table) 映射到物理内存，页表由操作系统维护，并被处理器的内存管理单元 (MMU) 硬件引用。每个进程都拥有一套属于它自己的页表，因此对于每个进程而言都好像独享了整个虚拟地址空间。

Linux 内核将这 4G 字节的空间分为两部分，将最高的 1G 字节（0xC0000000-0xFFFFFFFF）供内核使用，称为 内核空间。而将较低的 3G 字节（0x00000000-0xBFFFFFFF）供各个进程使用，称为 用户空间。每个进程可以通过系统调用陷入内核态，因此内核空间是由所有进程共享的。虽然说内核和用户态进程占用了这么大地址空间，但是并不意味它们使用了这么多物理内存，仅表示它可以支配这么大的地址空间。它们是根据需要，将物理内存映射到虚拟地址空间中使用。

Linux 对进程地址空间有个标准布局，地址空间中由各个不同的内存段组成 (Memory Segment)，主要的内存段如下：

• 程序段 (Text Segment)：可执行文件代码的内存映射

• 数据段 (Data Segment)：可执行文件的已初始化全局变量的内存映射

• BSS 段 (BSS Segment)：未初始化的全局变量或者静态变量（用零页初始化）

• 堆区 (Heap) : 存储动态内存分配，匿名的内存映射

• 栈区 (Stack) : 进程用户空间栈，由编译器自动分配释放，存放函数的参数值、局部变量的值等

• 映射段(Memory Mapping Segment)：任何内存映射文件

而上面进程虚拟地址空间中的栈区，正指的是我们所说的进程栈。进程栈的初始化大小是由编译器和链接器计算出来的，但是栈的实时大小并不是固定的，Linux 内核会根据入栈情况对栈区进行动态增长（其实也就是添加新的页表）。但是并不是说栈区可以无限增长，它也有最大限制 RLIMIT_STACK (一般为 8M)，我们可以通过 ulimit 来查看或更改 RLIMIT_STACK 的值。

如何确认进程栈的大小 我们要知道栈的大小，那必须得知道栈的起始地址和结束地址。栈起始地址 获取很简单，只需要嵌入汇编指令获取栈指针 esp 地址即可。栈结束地址 地获取有点麻烦，我们需要先利用递归函数把栈搞溢出了，然后再 GDB 中把栈溢出的时候把栈指针 esp 打印出来即可。

代码如下：

/* 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) rStarting program: /home/home/misc-code/setrlimitProgram received signal SIGSEGV, Segmentation fault.blow_stack () at setrlimit.c:44       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

上面对进程的地址空间有个比较全局的介绍，那我们看下 Linux 内核中是怎么体现上面内存布局的。内核使用内存描述符来表示进程的地址空间，该描述符表示着进程所有地址空间的信息。内存描述符由 mm_struct 结构体表示，下面给出内存描述符结构中各个域的描述，请大家结合前面的 进程内存段布局 图一起看：

struct mm_struct {    struct vm_area_struct *mmap;           /* 内存区域链表 */    struct rb_root mm_rb;                  /* VMA 形成的红黑树 */    ...    struct list_head mmlist;               /* 所有 mm_struct 形成的链表 */    ...    unsigned long total_vm;                /* 全部页面数目 */    unsigned long locked_vm;               /* 上锁的页面数据 */    unsigned long pinned_vm;               /* Refcount permanently increased */    unsigned long shared_vm;               /* 共享页面数目 Shared pages (files) */    unsigned long exec_vm;                 /* 可执行页面数目 VM_EXEC & ~VM_WRITE */    unsigned long stack_vm;                /* 栈区页面数目 VM_GROWSUP/DOWN */    unsigned long def_flags;    unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;    /* 代码段、数据段 起始地址和结束地址 */    unsigned long start_brk, brk, start_stack;                   /* 栈区 的起始地址，堆区 起始地址和结束地址 */    unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;        /* 命令行参数 和 环境变量的 起始地址和结束地址 */    ...    /* Architecture-specific MM context */    mm_context_t context;                  /* 体系结构特殊数据 */    /* Must use atomic bitops to access the bits */    unsigned long flags;                   /* 状态标志位 */    ...    /* Coredumping and NUMA and HugePage 相关结构体 */};

线程栈

从 Linux 内核的角度来说，其实它并没有线程的概念。Linux 把所有线程都当做进程来实现，它将线程和进程不加区分的统一到了 task_struct 中。线程仅仅被视为一个与其他进程共享某些资源的进程，而是否共享地址空间几乎是进程和 Linux 中所谓线程的唯一区别。线程创建的时候，加上了 CLONE_VM 标记，这样 线程的内存描述符 将直接指向 父进程的内存描述符。

  if (clone_flags & CLONE_VM) {    /*     * current 是父进程而 tsk 在 fork() 执行期间是共享子进程     */    atomic_inc(¤t->mm->mm_users);    tsk->mm = current->mm;  }

虽然线程的地址空间和进程一样，但是对待其地址空间的 stack 还是有些区别的。对于 Linux 进程或者说主线程，其 stack 是在 fork 的时候生成的，实际上就是复制了父亲的 stack 空间地址，然后写时拷贝 (cow) 以及动态增长。然而对于主线程生成的子线程而言，其 stack 将不再是这样的了，而是事先固定下来的，使用 mmap 系统调用，它不带有 VM_STACK_FLAGS 标记。这个可以从 glibc 的 nptl/allocatestack.c 中的 allocate_stack() 函数中看到：

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

由于线程的 mm->start_stack 栈地址和所属进程相同，所以线程栈的起始地址并没有存放在 task_struct 中，应该是使用 pthread_attr_t 中的 stackaddr 来初始化 task_struct->thread->sp（sp 指向 struct pt_regs 对象，该结构体用于保存用户进程或者线程的寄存器现场）。这些都不重要，重要的是，线程栈不能动态增长，一旦用尽就没了，这是和生成进程的 fork 不同的地方。由于线程栈是从进程的地址空间中 map 出来的一块内存区域，原则上是线程私有的。但是同一个进程的所有线程生成的时候浅拷贝生成者的 task_struct 的很多字段，其中包括所有的 vma，如果愿意，其它线程也还是可以访问到的，于是一定要注意。

进程内核栈

在每一个进程的生命周期中，必然会通过到系统调用陷入内核。在执行系统调用陷入内核之后，这些内核代码所使用的栈并不是原先进程用户空间中的栈，而是一个单独内核空间的栈，这个称作进程内核栈。进程内核栈在进程创建的时候，通过 slab 分配器从 thread_info_cache 缓存池中分配出来，其大小为 THREAD_SIZE，一般来说是一个页大小 4K；

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

thread_union 进程内核栈 和 task_struct 进程描述符有着紧密的联系。由于内核经常要访问 task_struct，高效获取当前进程的描述符是一件非常重要的事情。因此内核将进程内核栈的头部一段空间，用于存放 thread_info 结构体，而此结构体中则记录了对应进程的描述符，两者关系如下图（对应内核函数为 dup_task_struct()）：

有了上述关联结构后，内核可以先获取到栈顶指针 esp，然后通过 esp 来获取 thread_info。这里有一个小技巧，直接将 esp 的地址与上 ~(THREAD_SIZE - 1) 后即可直接获得 thread_info 的地址。由于 thread_union 结构体是从 thread_info_cache 的 Slab 缓存池中申请出来的，而 thread_info_cache 在 kmem_cache_create 创建的时候，保证了地址是 THREAD_SIZE 对齐的。因此只需要对栈指针进行 THREAD_SIZE 对齐，即可获得 thread_union 的地址，也就获得了 thread_union 的地址。成功获取到 thread_info 后，直接取出它的 task 成员就成功得到了 task_struct。其实上面这段描述，也就是 current 宏的实现方法：

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()

中断栈

进程陷入内核态的时候，需要内核栈来支持内核函数调用。中断也是如此，当系统收到中断事件后，进行中断处理的时候，也需要中断栈来支持函数调用。由于系统中断的时候，系统当然是处于内核态的，所以中断栈是可以和内核栈共享的。但是具体是否共享，这和具体处理架构密切相关。

X86 上中断栈就是独立于内核栈的；独立的中断栈所在内存空间的分配发生在 arch/x86/kernel/irq_32.c 的 irq_ctx_init() 函数中 (如果是多处理器系统，那么每个处理器都会有一个独立的中断栈)，函数使用 __alloc_pages 在低端内存区分配 2 个物理页面，也就是 8KB 大小的空间。有趣的是，这个函数还会为 softirq 分配一个同样大小的独立堆栈。如此说来，softirq 将不会在 hardirq 的中断栈上执行，而是在自己的上下文中执行。

而 ARM 上中断栈和内核栈则是共享的；中断栈和内核栈共享有一个负面因素，如果中断发生嵌套，可能会造成栈溢出，从而可能会破坏到内核栈的一些重要数据，所以栈空间有时候难免会捉襟见肘。