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(jié)構(gòu)。這種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的特點(diǎn)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(jìn)行 推入 (push) 和 彈出 (pop) 操作。根據(jù)棧的特點(diǎn)，很容易的想到可以利用數(shù)組，來實(shí)現(xiàn)這種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。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(gòu)，都有實(shí)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(gòu)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(kuò)展閱讀】：ARM 寄存器簡介 ARM 處理器擁有 37 個(gè)寄存器。這些寄存器按部分重疊組方式加以排列。每個(gè)處理器模式都有一個(gè)不同的寄存器組。編組的寄存器為處理處理器異常和特權(quán)操作提供了快速的上下文切換。提供了下列寄存器：?

* 三十個(gè) 32 位通用寄存器?

* 存在十五個(gè)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(shí)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(jì)數(shù)器 (pc)：指令寄存器 應(yīng)用程序狀態(tài)寄存器 (APSR)：存放算術(shù)邏輯單元 (ALU) 狀態(tài)標(biāo)記的副本?

* 當(dāng)前程序狀態(tài)寄存器 (CPSR)：存放 APSR 標(biāo)記，當(dāng)前處理器模式，中斷禁用標(biāo)記等?

* 保存的程序狀態(tài)寄存器 (SPSR)：當(dāng)發(fā)生異常時(shí)，使用 SPSR 來存儲 CPSR

上面是棧的原理和實(shí)現(xiàn)，下面我們來看看棧有什么作用。棧作用可以從兩個(gè)方面體現(xiàn)：函數(shù)調(diào)用 和 多任務(wù)支持。

一、函數(shù)調(diào)用

我們知道一個(gè)函數(shù)調(diào)用有以下三個(gè)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(dāng)出現(xiàn)函數(shù)嵌套調(diào)用時(shí)，子函數(shù)再次使用原有的通用寄存器必然會導(dǎo)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(dāng)子函數(shù)退出的時(shí)候再 恢復(fù)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(qiáng)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(shí)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(shí)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(fù)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(jié)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(gè)基本過程，就演變記錄一個(gè)棧指針的過程。每次函數(shù)調(diào)用的時(shí)候，都配套一個(gè)棧指針。即使循環(huán)嵌套調(diào)用函數(shù)，只要對應(yīng)函數(shù)棧指針是不同的，也不會出現(xiàn)沖突。

【擴(kuò)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(shí)刻，棧中會有多個(gè)函數(shù)的信息。每個(gè)未完成運(yùn)行的函數(shù)占用一個(gè)獨(dú)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(fù)前一棧幀所需要的數(shù)據(jù)等，函數(shù)調(diào)用時(shí)入棧的順序?yàn)椋?/p>

實(shí)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(dāng)前棧幀底部(高地址)，在當(dāng)前棧幀內(nèi)位置固定；ESP指向當(dāng)前棧幀頂部(低地址)，當(dāng)程序執(zhí)行時(shí)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?jǐn)?shù)據(jù)的訪問都基于EBP進(jìn)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(wù)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(gòu)建出操作系統(tǒng)的多任務(wù)模式。我們以 main 函數(shù)調(diào)用為例，main 函數(shù)包含一個(gè)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)。

?

void?B()
{
????return;
}

void?A()
{
????B();
}

void?main()
{
????while(1)
????{
????????A();
????}
}

試想在單處理器情況下，程序?qū)⒂肋h(yuǎn)停留在此 main 函數(shù)中。即使有另外一個(gè)任務(wù)在等待狀態(tài)，程序是沒法從此 main 函數(shù)里面跳轉(zhuǎn)到另一個(gè)任務(wù)。因?yàn)槿绻呛瘮?shù)調(diào)用關(guān)系，本質(zhì)上還是屬于 main 函數(shù)的任務(wù)中，不能算多任務(wù)切換。此刻的 main 函數(shù)任務(wù)本身其實(shí)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(gè)任務(wù)可以利用以下信息來表征：

main 函數(shù)體代碼

main 函數(shù)棧指針

當(dāng)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(qiáng)制讓出 CPU 去處理其他任務(wù)。只要將來想繼續(xù)執(zhí)行此 main 任務(wù)的時(shí)候，把上面的信息恢復(fù)回去即可。有了這樣的先決條件，多任務(wù)就有了存在的基礎(chǔ)，也可以看出棧存在的另一個(gè)意義。在多任務(wù)模式下，當(dāng)調(diào)度程序認(rèn)為有必要進(jìn)行任務(wù)切換的話，只需保存任務(wù)的信息（即上面說的三個(gè)內(nèi)容）?；謴?fù)另一個(gè)任務(wù)的狀態(tài)，然后跳轉(zhuǎn)到上次運(yùn)行的位置，就可以恢復(fù)運(yùn)行了。

可見每個(gè)任務(wù)都有自己的?？臻g，正是有了獨(dú)立的?？臻g，為了代碼重用，不同的任務(wù)甚至可以混用任務(wù)的函數(shù)體本身，例如可以一個(gè)main函數(shù)有兩個(gè)任務(wù)實(shí)例。至此之后的操作系統(tǒng)的框架也形成了，譬如任務(wù)在調(diào)用 sleep() 等待的時(shí)候，可以主動讓出 CPU 給別的任務(wù)使用，或者分時(shí)操作系統(tǒng)任務(wù)在時(shí)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(wù)的上下文空間，切換棧即可。

【擴(kuò)展閱讀】：任務(wù)、線程、進(jìn)程 三者關(guān)系

任務(wù)是一個(gè)抽象的概念，即指軟件完成的一個(gè)活動；而線程則是完成任務(wù)所需的動作；進(jìn)程則指的是完成此動作所需資源的統(tǒng)稱；關(guān)于三者的關(guān)系，有一個(gè)形象的比喻：

- 任務(wù) = 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(jìn)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(jìn)程棧

線程棧

內(nèi)核棧

中斷棧

一、進(jìn)程棧 ?

進(jìn)程棧是屬于用戶態(tài)棧，和進(jìn)程 虛擬地址空間 (Virtual Address Space) 密切相關(guān)。那我們先了解下什么是虛擬地址空間：在 32 位機(jī)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(hù)，并被處理器的內(nèi)存管理單元 (MMU) 硬件引用。每個(gè)進(jìn)程都擁有一套屬于它自己的頁表，因此對于每個(gè)進(jìn)程而言都好像獨(dú)享了整個(gè)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(gè)進(jìn)程使用，稱為 用戶空間。每個(gè)進(jìn)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(jìn)程共享的。雖然說內(nèi)核和用戶態(tài)進(jìn)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(jìn)程地址空間有個(gè)標(biāo)準(zhǔn)布局，地址空間中由各個(gè)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(jìn)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(jìn)程虛擬地址空間中的棧區(qū)，正指的是我們所說的進(jìn)程棧。進(jìn)程棧的初始化大小是由編譯器和鏈接器計(jì)算出來的，但是棧的實(shí)時(shí)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(jìn)行動態(tài)增長（其實(shí)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(kuò)展閱讀】：如何確認(rèn)進(jìn)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(jié)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(jié)束地址 的獲取有點(diǎn)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(shí)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(jìn)程的地址空間有個(gè)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(jìn)程的地址空間，該描述符表示著進(jìn)程所有地址空間的信息。內(nèi)存描述符由 mm_struct 結(jié)構(gòu)體表示，下面給出內(nèi)存描述符結(jié)構(gòu)中各個(gè)域的描述，請大家結(jié)合前面的進(jìn)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(jié)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(jié)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(jié)束地址?*/
????...
????/*?Architecture-specific?MM?context?*/
????mm_context_t?context;??????????????????/*?體系結(jié)構(gòu)特殊數(shù)據(jù)?*/

????/*?Must?use?atomic?bitops?to?access?the?bits?*/
????unsigned?long?flags;???????????????????/*?狀態(tài)標(biāo)志位?*/
????...
????/*?Coredumping?and?NUMA?and?HugePage?相關(guān)結(jié)構(gòu)體?*/
};

?

【擴(kuò)展閱讀】：進(jìn)程棧的動態(tài)增長實(shí)現(xiàn)

進(jìn)程在運(yùn)行的過程中，通過不斷向棧區(qū)壓入數(shù)據(jù)，當(dāng)超出棧區(qū)容量時(shí)，就會耗盡棧所對應(yīng)的內(nèi)存區(qū)域，這將觸發(fā)一個(gè) 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(jìn)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(kuò)展到所需大小的常規(guī)機(jī)制。然而，如果達(dá)到了最大?？臻g的大小，就會發(fā)生棧溢出（stack overflow），進(jìn)程將會收到內(nèi)核發(fā)出的 段錯(cuò)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(cuò)誤，從而導(dǎo)致段錯(cuò)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(dǎo)致段錯(cuò)誤。

二、線程棧

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

?

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

?

雖然線程的地址空間和進(jìn)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(jìn)程或者說主線程，其 stack 是在 fork 的時(shí)候生成的，實(shí)際上就是復(fù)制了父親的 stack 空間地址，然后寫時(shí)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(biāo)記。這個(gè)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(jìn)程相同，所以線程棧的起始地址并沒有存放在 task_struct 中，應(yīng)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(jié)構(gòu)體用于保存用戶進(jìn)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(jìn)程的 fork 不同的地方。由于線程棧是從進(jìn)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(gè)進(jìn)程的所有線程生成的時(shí)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(jìn)程內(nèi)核棧

在每一個(gè)進(jìn)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(jìn)程用戶空間中的棧，而是一個(gè)單獨(dú)內(nèi)核空間的棧，這個(gè)稱作進(jìn)程內(nèi)核棧。進(jìn)程內(nèi)核棧在進(jìn)程創(chuàng)建的時(shí)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(gè)頁大小 4K；

?

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

thread_union 進(jìn)程內(nèi)核棧 和 task_struct 進(jìn)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(dāng)前進(jìn)程的描述符是一件非常重要的事情。因此內(nèi)核將進(jìn)程內(nèi)核棧的頭部一段空間，用于存放 thread_info 結(jié)構(gòu)體，而此結(jié)構(gòu)體中則記錄了對應(yīng)進(jìn)程的描述符，兩者關(guān)系如下圖（對應(yīng)內(nèi)核函數(shù)為 dup_task_struct()）：

?

有了上述關(guān)聯(lián)結(jié)構(gòu)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(gè)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(jié)構(gòu)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(shí)候，保證了地址是 THREAD_SIZE 對齊的。因此只需要對棧指針進(jìn)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(shí)上面這段描述，也就是 current 宏的實(shí)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(jìn)程陷入內(nèi)核態(tài)的時(shí)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(dāng)系統(tǒng)收到中斷事件后，進(jìn)行中斷處理的時(shí)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(shí)候，系統(tǒng)當(dāng)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(gòu)密切相關(guān)。

X86 上中斷棧就是獨(dú)立于內(nèi)核棧的；獨(dú)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(gè)處理器都會有一個(gè)獨(dú)立的中斷棧)，函數(shù)使用 __alloc_pages 在低端內(nèi)存區(qū)分配 2個(gè)物理頁面，也就是8KB大小的空間。有趣的是，這個(gè)函數(shù)還會為 softirq 分配一個(gè)同樣大小的獨(dú)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(gè)負(fù)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(shí)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(shí)都是設(shè)計(jì)上的問題。這里就我看到過的一些觀點(diǎn)進(jìn)行匯總，供大家討論：

1. 為什么需要單獨(dú)的進(jìn)程內(nèi)核棧？

所有進(jìn)程運(yùn)行的時(shí)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(shè)第一個(gè)進(jìn)程 A 陷入內(nèi)核態(tài)執(zhí)行的時(shí)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(shí)調(diào)度器喚醒了另一個(gè)進(jìn)程 B，碰巧進(jìn)程 B 也需要系統(tǒng)調(diào)用進(jìn)入內(nèi)核態(tài)。那問題就來了，如果內(nèi)核棧只有一個(gè)，那進(jìn)程 B 進(jìn)入內(nèi)核態(tài)的時(shí)候產(chǎn)生的壓棧操作，必然會破壞掉進(jìn)程 A 已有的內(nèi)核棧數(shù)據(jù)；一但進(jìn)程 A 的內(nèi)核棧數(shù)據(jù)被破壞，很可能導(dǎo)致進(jìn)程 A 的內(nèi)核態(tài)無法正確返回到對應(yīng)的用戶態(tài)了；

2. 為什么需要單獨(dú)的線程棧？

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

此時(shí) 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(jìn)程 A 已入棧的數(shù)據(jù)。

如果此時(shí)線程 A1 的棧指針和父進(jìn)程最后更新的值一致，esp 為 0x7ffc8000FF00，那線程 A1 進(jìn)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(jìn)程 A 執(zhí)行，那這個(gè)時(shí)候父進(jìn)程的棧指針是應(yīng)該為 0x7ffc8000FF00 還是 0x7ffc8000FFFF 呢？無論棧指針被設(shè)置到哪個(gè)值，都會有問題不是嗎？

3. 進(jìn)程和線程是否共享一個(gè)內(nèi)核棧？

No，線程和進(jìn)程創(chuàng)建的時(shí)候都調(diào)用 dup_task_struct 來創(chuàng)建 task 相關(guān)結(jié)構(gòu)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(jìn)程共享一個(gè)地址空間 mm_struct，但是并不共享一個(gè)內(nèi)核棧。

4. 為什么需要單獨(dú)中斷棧？

這個(gè)問題其實(shí)不對，ARM 架構(gòu)就沒有獨(dú)立的中斷棧。

大家還有什么觀點(diǎn)，可以在留言下來。?

文章寫到這也就結(jié)束了，您要是還能看到這，我一定要表示忠心的感謝，文章實(shí)在太長了，我都寫快一個(gè)星期了。好了，終于可以 Released 了，hexo deploy，再會！

審核編輯：湯梓紅