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 。
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。
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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。
内核将栈分成四种：
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。
【扩展阅读】：如何确认进程栈的大小
我们要知道栈的大小，那必须得知道栈的起始地址和结束地址。栈起始地址 获取很简单，只需要嵌入汇编指令获取栈指针 esp 地址即可。栈结束地址的获取有点麻烦，我们需要先利用递归函数把栈搞溢出了，然后再 GDB 中把栈溢出的时候把栈指针 esp 打印出来即可。代码如下：
/* 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 */
};
【扩展阅读】：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（通常为8MB），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。然而，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。
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。
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：
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