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概念

在每一个进程的生命周期中，经常会通过系统调用（SYSCALL）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用户空间中的栈，而是一个内核空间的栈，这个称作进程的“内核栈”。

每个task的栈分成用户栈和内核栈两部分，进程内核栈在kernel中的定义是：

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

每个task的内核栈大小THREAD_SIZE ：

x86：
	#define THREAD_SIZE_ORDER	1
	#define THREAD_SIZE		(PAGE_SIZE << THREAD_SIZE_ORDER)
	因此是8K
x86_64：
	#define THREAD_SIZE_ORDER	(2 + KASAN_STACK_ORDER)
	#define THREAD_SIZE  (PAGE_SIZE << THREAD_SIZE_ORDER)
	PAGE_SIZE默认4K，KASAN_STACK_ORDER没有定义时为0，因此是16K
	
ARM：
	8k
ARM64：
        16K

在32位系统是8KB，64位系统里是16KB。

thread_info 有什么用？

进程在内核中相关的主要数据结构有进程描述符task_struct、threadinfo和mm_struct。上面的共同体thread_union 里，就有thread_info。我们都熟悉进程描述符task_struct，那么thread_info有什么用？

实际上在linux kernel中，task_struct、thread_info都用来保存进程相关信息，即进程PCB信息。然而不同的体系结构里，进程需要存储的信息不尽相同，linux使用task_struct存储通用的信息，将体系结构相关的部分存储在thread_info中。这也是为什么struct task_struct在include/linux/sched.h中定义，而thread_info 在arch/ 下体系结构相关头文件里。

thread_info 、内核栈、task_struct 关联

三者都是密切相关的，服务于进程的关键数据结构，在内核中定义截取如下：

struct task_struct {
#ifdef CONFIG_THREAD_INFO_IN_TASK
	struct thread_info	thread_info;
#endif
… …
	void			*stack;
… …
}

/* * */
union thread_union {
#ifndef CONFIG_ARCH_TASK_STRUCT_ON_STACK
	struct task_struct task;
#endif
#ifndef CONFIG_THREAD_INFO_IN_TASK
	struct thread_info thread_info;
#endif
	unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)];
};

/* x86 */
struct thread_info {
	unsigned long		flags;		/* low level flags */
	u32			status;		/* thread synchronous flags */
};

/* ARM */
struct thread_info {
	unsigned long		flags;		/* low level flags */
	int			preempt_count;	/* 0 => preemptable, <0 => bug */
	mm_segment_t		addr_limit;	/* address limit */
	struct task_struct	*task;		/* main task structure */
… …
};

根据宏“CONFIG_THREAD_INFO_IN_TASK”的存在与否，三者在内核中存在两种不同关联：

（1）thread_info 结构在进程内核栈中

即当“CONFIG_THREAD_INFO_IN_TASK = N”时，thread_info和栈stack 在一个联合体thread_union内，共享一块内存，即thread_info在栈所在物理页框上。

进程描述符task_struct 中的成员“void *stack”指向内核栈。不同的是，在ARM中，struct thread_info 结构体有成员“struct task_struct *task”指向进程描述符task_struct，而x86文件中没有。实际上早期内核3.X版本中，x86下的 thread_info 里也有task_struct的指针，后续版本被删除，具体原因到后面介绍“current”宏时再详细介绍。

至此三者关系可以描述如下（x86中没有info.task指针这条线）：

图一

因为thread_info 结构和stack是 联合体，thread_info的地址就是栈所在页框的基地址。因此当我们获得当前进程内核栈的sp寄存器存储的地址时，根据THREAD_SIZE对齐就可以获取thread_info结构的基地址（后面介绍current宏会详细分析）。

（2）thread_info 结构在进程描述符中（task_struct）

即当“CONFIG_THREAD_INFO_IN_TASK = Y”时，thread_info就是struct task_struct的第一个成员。union thread_union 中只有栈，即栈和thread_info 结构不再共享一块内存。task.stack依旧存在。三者关系可描述为：

图二

（3）有一点需要注意，进程描述符中的 task_struct.stack指针，是指向栈区域内存基地址，即thread_union.stack 数组基地址，既不是栈顶也不是栈底，栈顶存在寄存器rsp中，栈底是task_struct.stack+THREAD_SIZE，代码中引用时需要注意。

current 宏

内核中经常通过current宏来获得当前进程对应的struct task_sturct结构，其原理离不开进程内核栈，在介绍完了thread_info、task_sturct和内核栈关系后，我们来看下current宏的具体实现。由于内核栈和体系结构相关，本文分别摘选x86和ARM的源码进行分析：

1、arm

查看arm架构的源码发现，前面提到的CONFIG_THREAD_INFO_IN_TASK宏是关闭的，且没有提供对外kconfig接口。也就是说在32位 arm架构中，thread_info 结构肯定在进程内核栈中。下面这种current宏适用于所有符合“thread_info 结构在内核栈中”的架构：

//arch/arm/include/asm/thread_info.h
	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));
	}

//include/asm-generic/current.h
	#define get_current() (current_thread_info()->task)
        #define current get_current()

先通过“sp”栈顶寄存器获取到当前进程的栈地址，通过mask计算，根据page对齐原理就可以拿到位于栈内存区域底部的struct thread_info地址。info->task就是当前进程的进程描述符。

2、ARM64

ARM64增加了很多通用寄存器，使用寄存器传递进程描述符显然效率更高。因此在ARM64架构里，current宏不再通过栈偏移量得到进程描述符地址，而是借用专门的寄存器：

//arch/arm64/include/asm/current.h
	static __always_inline struct task_struct *get_current(void)
	{
		unsigned long sp_el0;
		
		asm ("mrs %0, sp_el0" : "=r" (sp_el0));
		return (struct task_struct *)sp_el0;
	}
        #define current get_current()

ARM64使用sp_el0，在进程切换时暂存进程描述符地址。

sp就是堆栈寄存器。在ARM64里，CPU运行在四个级别（或者叫运行空间），分别是el0、el1、el2、el3，el0则就是用户空间，el1则是内核空间。sp_el0就是用户栈，本文不再详细扩展，感兴趣的可以阅读网络博客《ARMv8学习》一文。

3、x86

在早期内核代码中（2.x 3.x），thread_info结构中还有指向struct task_sturct结构的指针成员，在x86上也可以采用和32位ARM类似的获取方式（CONFIG_THREAD_INFO_IN_TASK = N时）。然而在x86体系结构中，linux kernel一直采用的是另一种方式：使用了current_task这个每CPU变量，来存储当前正在使用的cpu的进程描述符struct task_struct。源码如下：

//arch/x86/include/asm/current.h
	DECLARE_PER_CPU(struct task_struct *, current_task);
	
	static __always_inline struct task_struct *get_current(void)
	{
		return this_cpu_read_stable(current_task);
	}
        #define current get_current()

x86上通用寄存器有限，无法像ARM中那样单独拿出寄存器来存储进程描述符task_sturct结构的地址。由于采用了每cpu变量current_task来保存当前运行进程的task_struct，所以在进程切换时，就需要更新该变量。在arch/x86/kernel/process_64.c文件中的__switch_to函数中有如下代码来更新此全局变量：

this_cpu_write(current_task, next_p);

SYSCALL过程调用规范

篇幅有限，本文只选取x86_64架构来分析SYSCALL过程调用和内核栈的结构。内核栈和用户空间的栈帧结构是一样的，可参考之前写的一篇《x86栈帧原理》。

不过由于syscall属于特殊的过程调用，涉及到栈切换，和用户空间过程调用不同之处有：

1）进程内核栈除了需要保存内核空间过程调用外，还需要保存用户空间栈的数据和返回地址，以便 在返回用户空间继续执行。

（2）过程调用中寄存器调用约定不同。用户空间进程过程调用约定在上一篇《x86通用寄存器》。内核SYSCALL 过程调用约定遵循C ABI ，规定如下：

Registers on entry:

 * rax  system call number
 * rcx  return address
 * r11  saved rflags (note: r11 is callee-clobbered register in C ABI)
 * rdi   arg0
 * rsi    arg1
 * rdx  arg2
 * r10  arg3 (needs to be moved to rcx to conform to C ABI)
 * r8    arg4
 * r9    arg5
 * (note: r12-r15, rbp, rbx are callee-preserved in C ABI)

主要区别在SYSCALL时，使用rcx寄存器保存 rip的值（即返回地址），第四个参数就用r10 来保存！内核中参数使用例子：

图三

x86_64进程栈切换

前面花了大篇幅介绍thread_info和stack关系、过程调用规范，是为了能更加清晰认识本文的主角：内核栈。进程通过syscall陷入内核时进行栈切换，我们通过分析整个栈切换流程来逐步描绘内核栈结构。

因为进程内核栈和体系结构密切相关，本文只选取x86_64架构来分析内核栈的结构。下面先来介绍一个重要的数据结构：struct pt_regs 。linux kernel 使用它来格式化内核栈：

//arch/x86/include/asm/ptrace.h
struct pt_regs {
/*
 * C ABI says these regs are callee-preserved. They aren't saved on kernel entry
 * unless syscall needs a complete, fully filled "struct pt_regs".
 */
	unsigned long r15;
	unsigned long r14;
	unsigned long r13;
	unsigned long r12;
	unsigned long rbp;
	unsigned long rbx;
/* These regs are callee-clobbered. Always saved on kernel entry. */
	unsigned long r11;
	unsigned long r10;
	unsigned long r9;
	unsigned long r8;
	unsigned long ax;
	unsigned long cx;
	unsigned long dx;
	unsigned long si;
	unsigned long di;
	unsigned long orig_ax;
/* Return frame for iretq */
	unsigned long ip;
	unsigned long cs;
	unsigned long flags;
	unsigned long sp;
	unsigned long ss;
/* top of stack page */
};

内核栈按照这个顺序缓存各个寄存器存储的用户空间数据/地址，下面会结合源码详细分析。

内核SYSCALL 入口代码在entry_64.S中，了解进程栈结构，需要看在陷入内核后，CPU都做了哪些堆栈操作。下面看下入口处部分汇编源码：

//arch/x86/entry/entry_64.S
ENTRY(entry_SYSCALL_64)
	UNWIND_HINT_EMPTY
	/* Interrupts are off on entry. */
	swapgs
	// 将用户栈偏移保存到 per-cpu 变量 rsp_scratch 中
	movq	%rsp, PER_CPU_VAR(rsp_scratch)
	// 切换到进程内核栈
	movq	PER_CPU_VAR(cpu_current_top_of_stack), %rsp

	/* 在栈中倒序构建 struct pt_regs */
	pushq	$__USER_DS			/* pt_regs->ss */
	pushq	PER_CPU_VAR(rsp_scratch)	/* pt_regs->sp */
	pushq	%r11				/* pt_regs->flags */
	pushq	$__USER_CS			/* pt_regs->cs */
	pushq	%rcx				/* pt_regs->ip */
GLOBAL(entry_SYSCALL_64_after_hwframe)
	//rax 保存着系统调用号
	pushq	%rax				/* pt_regs->orig_ax */

	PUSH_AND_CLEAR_REGS rax=$-ENOSYS

	TRACE_IRQS_OFF

	/* 保存参数到寄存器，调用do_syscall_64函数 */
	movq	%rax, %rdi
	movq	%rsp, %rsi
call	do_syscall_64		/* returns with IRQs disabled */

（1）指令“movq PER_CPU_VAR(cpu_current_top_of_stack), %rsp”使栈顶寄存器载入进程内核栈地址，实现了用户栈到进程内核栈的切换；

（2）后续依次将用户空间寄存器压栈，和上面的数据结构struct pt_regs 成员一一对应（顺序固定且是倒序）。有三点需要注意：

1）%rcx寄存器保存在了pt_regs->ip 位置，是因为根据 Intel SDM，syscall 会将当前 rip 存到 rcx ，然后将 IA32_LSTAR 加载到 rip 。因此用户空间下一条指令就是从%rcx寄存器中获取；
2）系统调用号（sys_call_table索引号）保存在%rax中；
3）PUSH_AND_CLEAR_REGS 宏包含剩余寄存器入栈指令，展开如下：

//arch/x86/entry/calling.h
.macro PUSH_AND_CLEAR_REGS rdx=%rdx rax=%rax save_ret=0
        .if \save_ret
        pushq   %rsi            /* pt_regs->si */
        movq    8(%rsp), %rsi   /* temporarily store the return address in %rsi */
        movq    %rdi, 8(%rsp)   /* pt_regs->di (overwriting original return address) */
        .else
        pushq   %rdi            /* pt_regs->di */
        pushq   %rsi            /* pt_regs->si */
        .endif
        pushq   \rdx            /* pt_regs->dx */
        xorl    %edx, %edx      /* nospec   dx */
        pushq   %rcx            /* pt_regs->cx */
        xorl    %ecx, %ecx      /* nospec   cx */
        pushq   \rax            /* pt_regs->ax */
      pushq   %r8             /* pt_regs->r8 */
        xorl    %r8d, %r8d      /* nospec   r8 */
        pushq   %r9             /* pt_regs->r9 */
        xorl    %r9d, %r9d      /* nospec   r9 */
        pushq   %r10            /* pt_regs->r10 */
        xorl    %r10d, %r10d    /* nospec   r10 */
        pushq   %r11            /* pt_regs->r11 */
        xorl    %r11d, %r11d    /* nospec   r11*/
//后面的寄存器是caller-saved，这里可能是空的
        pushq   %rbx            /* pt_regs->rbx */
        xorl    %ebx, %ebx      /* nospec   rbx*/
        pushq   %rbp            /* pt_regs->rbp */
        xorl    %ebp, %ebp      /* nospec   rbp*/
        pushq   %r12            /* pt_regs->r12 */
        xorl    %r12d, %r12d    /* nospec   r12*/
        pushq   %r13            /* pt_regs->r13 */
        xorl    %r13d, %r13d    /* nospec   r13*/
        pushq   %r14            /* pt_regs->r14 */
        xorl    %r14d, %r14d    /* nospec   r14*/
        pushq   %r15            /* pt_regs->r15 */
        xorl    %r15d, %r15d    /* nospec   r15*/

在x86_64中，在内核栈中，rbx rbp r12 r13 r14 r15不是必须保存的项（为了访问不越界相应空间必须保留），根据需要保存，linux后续版本采取都保存方式；

（3）和IA32相比，x86_64内核栈起始位置没有预留8KB空间（STACK_PADDIN），是因为在x86_64中，SYCALL过程内核栈所有寄存器都由软件压栈保存，不存在硬件可能没有压栈，防止越界预留位置的情况。在这里贴上内核中关于STACK_PADDING定义：

/* x86_64 has a fixed-length stack frame */
#ifdef CONFIG_X86_32
# ifdef CONFIG_VM86
#  define TOP_OF_KERNEL_STACK_PADDING 16
# else
#  define TOP_OF_KERNEL_STACK_PADDING 8
# endif
#else
# define TOP_OF_KERNEL_STACK_PADDING 0
#endif

在x86_64中，linux内核栈、struct pt_regs、current宏、struct task_struct关系总结如下图：

图四

整个图四就是linux SYSCALL，x86_64栈切换的完整过程。图中表格第一列是数据结构struct pt_regs 逆序成员，第二列是栈切换后，依次压栈的寄存器，第三列是寄存器中存放的数据类型。

参考

本文涉及到的源码均来自linux kernel 4.18.0