Linux 中的各種棧：進(jìn)程棧 線程棧 內(nèi)核棧 中斷棧
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(chǔ)調(diào)用子例程時(shí)的返回地址。如果返回地址存儲(chǔ)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(chǔ) 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(huì)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(chǔ)局部變量。但是存儲(chǔ)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(dòng)下棧頂指針；將棧頂指針向回移動(dòng)，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(huì)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(huì)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(huì)隨著數(shù)據(jù)的入棧和出棧而移動(dòng)。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)。
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(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(dòng)。
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(dòng)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(huì)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(dòng)；而線程則是完成任務(wù)所需的動(dòng)作；進(jìn)程則指的是完成此動(dòng)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(chǔ)動(dòng)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(dòng)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(huì)根據(jù)入棧情況對棧區(qū)進(jìn)行動(dòng)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(dòng)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(huì)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(huì)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(huì)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(huì)發(fā)生 棧溢出（stack overflow），進(jìn)程將會(huì)收到內(nèi)核發(fā)出的 段錯(cuò)誤（segmentation fault） 信號(hào)。
動(dòng)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(huì)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(huì)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(dòng)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(dòng)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(huì)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(huì)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(huì)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(huì)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(huì)造成棧溢出，從而可能會(huì)破壞到內(nèi)核棧的一些重要數(shù)據(jù)，所以?？臻g有時(shí)候難免會(huì)捉襟見肘。
轉(zhuǎn)自：
https://blog.csdn.net/yangkuanqaz85988/article/details/52403726