虚拟内存[02] Linux 中的各种栈：进程栈 线程栈 内核栈 中断栈【转】

　Linux 中有几种栈？各种栈的内存位置？

关于栈

• 函数调用栈的典型内存布局
  
  • 栈帧 (Stack Frame) 的边界由栈帧基地址指针 EBP 和 栈指针 ESP 界定，EBP指向当前栈帧底部 (高地址)，在当前栈帧内位置固定；ESP指向当前栈帧顶部 (低地址)；
  • 当程序执行时，ESP会随着数据的入栈和出栈而移动，因此函数中对大部分数据的访问都基于EBP进行。
• 栈帧存放着参数，局部变量及恢复前一栈帧所需要的数据等。

进程栈

　进程虚拟地址空间中的栈区，正指的是我们所说的进程栈。进程栈是属于用户态栈，和进程虚拟地址空间 (Virtual Address Space) 密切相关。

 

图: 32 位系统下进程地址空间默认布局(左)和进程地址空间经典布局(右)
　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 (stack size)：

 

• 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17

  gary@xxx:~$ ulimit -a core file size (blocks, -c) 0 data seg size (kbytes, -d) unlimited scheduling priority (-e) 0 file size (blocks, -f) unlimited pending signals (-i) 30980 max locked memory (kbytes, -l) 64 max memory size (kbytes, -m) unlimited open files (-n) 1024 pipe size (512 bytes, -p) 8 POSIX message queues (bytes, -q) 819200 real-time priority (-r) 0 stack size (kbytes, -s) 8192 cpu time (seconds, -t) unlimited max user processes (-u) 30980 virtual memory (kbytes, -v) unlimited file locks (-x) unlimited

• 进程栈的动态增长实现
  • 进程在运行的过程中，通过不断向栈区压入数据，当超出栈区容量时，就会耗尽栈所对应的内存区域，这将触发一个缺页异常 (page fault)；
  • 通过异常陷入内核态后，异常会被内核的 expand_stack() 函数处理，进而调用 acct_stack_growth() 来检查是否还有合适的地方用于栈的增长：
    • 如果栈的大小低于 RLIMIT_STACK，那么一般情况下栈会被加长，程序继续执行，感觉不到发生了什么事情，这是一种将栈扩展到所需大小的常规机制；
    • 如果达到了最大栈空间的大小，就会发生栈溢出 (stack overflow)，进程将会收到内核发出的段错误(segmentation fault) 信号。
  • 动态栈增长是唯一一种访问未映射内存区域而被允许的情形，其他任何对未映射内存区域的访问都会触发页错误，从而导致段错误。一些被映射的区域是只读的，因此企图写这些区域也会导致段错误。

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。

• 虽然线程的地址空间和进程一样，但是在对待其地址空间中的 stack 上还是有些区别的。
  • 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。
  • 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()系统调用从进程的地址空间中 mmap 出来的一块内存区域，它不带有 VM_STACK_FLAGS 标记。
    • 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）
    • 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。
• 线程栈是从进程的地址空间中 mmap 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在生成的时候会浅拷贝线程生成者 task_struct 的很多字段，其中包括所有的 vma，因此如果愿意，其它线程也还是可以访问到的，于是一定要注意！
• 为什么需要单独的线程栈？不能共享同一个进程栈吗？
  • Linux 调度程序中并没有区分线程和进程 (线程是调度的基本单位)，当调度程序需要唤醒“进程”的时候，必然需要恢复进程的上下文环境，也就是进程栈；线程和父进程完全共享一份地址空间，如果栈也用同一个，那就会遇到以下问题：
    • 假如进程的栈指针初始值为 0x7ffc80000000：父进程 A 先执行，调用了一些函数后栈指针 esp 为 0x7ffc8000FF00，此时父进程主动休眠了；
    • 接着调度器唤醒子线程 A1：
      • 如果此时 A1 的栈指针 esp 为初始值 0x7ffc80000000，则线程 A1 一但出现函数调用，必然会破坏父进程 A 已入栈的数据；
      • 如果此时线程 A1 的栈指针和父进程最后更新的值一致，esp 为 0x7ffc8000FF00，那线程 A1 进行一些函数调用后，栈指针 esp 增加到 0x7ffc8000FFFF，然后线程 A1 休眠；调度器再次换成父进程 A 执行，那这个时候父进程的栈指针是应该为 0x7ffc8000FF00 还是 0x7ffc8000FFFF 呢？
      • 无论栈指针被设置到哪个值，都会有问题不是吗？

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，大小为 THREAD_SIZE，一般来说是一个页大小 4K；

• 为什么需要单独的进程内核栈？

  　所有进程运行的时候，都可能通过系统调用陷入内核态继续执行：假设第一个进程 A 陷入内核态执行的时候，需要等待读取网卡的数据，主动调用 schedule() 让出 CPU；此时调度器唤醒了另一个进程 B，碰巧进程 B 也需要系统调用进入内核态；那问题就来了，如果内核栈只有一个，那进程 B 进入内核态的时候产生的压栈操作，必然会破坏掉进程 A 已有的内核栈数据，一但进程 A 的内核栈数据被破坏，很可能导致进程 A 的内核态无法正确返回到对应的用户态了。

• 进程和子线程是否共享一个进程内核栈？

  　线程和进程创建的时候都调用 dup_task_struct() 来创建 task 相关结构体，而内核栈也是在此函数中 alloc_thread_info_node() 出来的，因此虽然线程和进程共享一个地址空间 mm_struct，但是并不共享一个内核栈（本来线程就是 CPU 调度的基本单位）。

• 进程内核栈与current当前进程
  • 内核执行的大多数操作还是和某个特定的进程相关，内核代码可通过访问current来获得当前进程。

    　内核开发者设计了一种能找到运行在相关 CPU 上的当前进程的机制；因为 current的引用会频繁发生，因此这种机制必须是快速的。

  • 内核将进程内核栈的头部一段空间用于存放thread_info结构体，该结构体中则记录了对应进程的描述符task_struct。

• 1 2 3 4

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

  • 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；
  • 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，也就是如下 current 宏的实现方法：
• current 宏的实现方法

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  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()

  • 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_info 的地址：直接将 esp 的地址与上 ~(THREAD_SIZE - 1)

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）。
  
  • 中断栈独立于内核栈

    　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。
    • 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。

  • 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。
• 为什么需要单独中断栈？

  这个问题其实不对，ARM 架构就没有独立的中断栈。

References

·《Linux 中的各种栈：进程栈 线程栈 内核栈 中断栈》
·《Linux虚拟地址空间布局以及进程栈和线程栈总结》