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浅谈Linux 中的进程栈、线程栈、内核栈、中断栈

JamFF 2022-04-18 阅读 95

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,很容易的想到可以利用数组,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。

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。

Linux 中有几种栈?各种栈的内存位置?

内核将栈分成四种:

  • 进程栈
  • 线程栈
  • 内核栈
  • 中断栈

一、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。

/* 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 */
};

二、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。

三、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()                       

四、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。


Linux 为什么需要区分这些栈?

为什么需要区分这些栈,其实都是设计上的问题。这里就我看到过的一些观点进行汇总,供大家讨论:

  1. 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;
  2. 为什么需要单独的线程栈?Linux 调度程序中并没有区分线程和进程,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;但是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:
    此时 A1 的栈指针 esp 如果为初始值 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?
  3. 进程和线程是否共享一个内核栈?No,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。
  4. 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。
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