多任务操作系统中的每个进程都在自己的内存沙盒中运行。在32位模式下，它总是4GB内存地址空间，内存分配是分配虚拟内存给进程，当进程真正访问某一虚拟内存地址时，操作系统通过触发缺页中断，在物理内存上分配一段相应的空间再与之建立映射关系，这样进程访问的虚拟内存地址，会被自动转换变成有效物理内存地址，便可以进行数据的存储与访问了。
Kernel space：操作系统内核地址空间；
Stack：栈空间，是用户存放程序临时创建的局部变量，栈的增长方向是从高位地址到地位地址向下进行增长。在现代主流机器架构上（例如x86）中，栈都是向下生长的。然而，也有一些处理器（例如B5000）栈是向上生长的，还有一些架构（例如System Z）允许自定义栈的生长方向，甚至还有一些处理器（例如SPARC）是循环栈的处理方式；
Heap：堆空间，堆是用于存放进程运行中被动态分配的内存段，它的大小并不固定，可动态扩张或缩减；
BBS segment：BSS段，存放的是全局或者静态数据，但是存放的是全局/静态未初始化数据；
Data segment：数据段，通常是指用来存放程序中已初始化的全局变量的一块内存区域；
Text segment：代码段，指用来存放程序执行代码的一块内存区域。这部分区域的大小在程序运行前就已经确定，并且内存区域属于只读。
栈的相关概念#In computer science, a call stack is a stack data structure that stores information about the active subroutines of a computer program.
In computer programming, a subroutine is a sequence of program instructions that performs a specific task, packaged as a unit.
调用栈call stack，简称栈，是一种栈数据结构，用于存储有关计算机程序的活动 subroutines 信息。在计算机编程中，subroutines 是执行特定任务的一系列程序指令，打包为一个单元。
A stack frame is a frame of data that gets pushed onto the stack. In the case of a call stack, a stack frame would represent a function call and its argument data.
栈帧stack frame又常被称为帧frame是在调用栈中储存的函数之间的调用关系，每一帧对应了函数调用以及它的参数数据。
有了函数调用自然就要有调用者 caller 和被调用者 callee ，如在 函数 A 里 调用 函数 B，A 是 caller，B 是 callee。
调用者与被调用者的栈帧结构如下图所示：
Go 语言的汇编代码中栈寄存器解释的非常模糊，我们大概只要知道两个寄存器 BP 和 SP 的作用就可以了：
BP：基准指针寄存器，维护当前栈帧的基准地址，以便用来索引变量和参数，就像一个锚点一样，在其它架构中它等价于帧指针FP，只是在x86架构下，变量和参数都可以通过SP来索引；
SP：栈指针寄存器，总是指向栈顶；
Goroutine 栈操作#在 Goroutine 中有一个 stack 数据结构，里面有两个属性 lo 与 hi，描述了实际的栈内存地址：
stack.lo：栈空间的低地址；stack.hi：栈空间的高地址；在 Goroutine 中会通过 stackguard0 来判断是否要进行栈增长：
stackguard0：stack.lo + StackGuard, 用于stack overlow的检测；StackGuard：保护区大小，常量Linux上为 928 字节；StackSmall：常量大小为 128 字节，用于小函数调用的优化；StackBig：常量大小为 4096 字节；根据被调用函数栈帧的大小来判断是否需要扩容：
当栈帧大小（FramSzie）小于等于 StackSmall（128）时，如果 SP 小于 stackguard0 那么就执行栈扩容；当栈帧大小（FramSzie）大于 StackSmall（128）时，就会根据公式 SP - FramSzie + StackSmall 和 stackguard0 比较，如果小于 stackguard0 则执行扩容；当栈帧大小（FramSzie）大于StackBig（4096）时，首先会检查 stackguard0 是否已转变成 StackPreempt 状态了；然后根据公式 SP-stackguard0+StackGuard <= framesize + (StackGuard-StackSmall)判断，如果是 true 则执行扩容；需要注意的是，由于栈是由高地址向低地址增长的，所以对比的时候，都是小于才执行扩容，这里需要大家品品。
当执行栈扩容时，会在内存空间中分配更大的栈内存空间，然后将旧栈中的所有内容复制到新栈中，并修改指向旧栈对应变量的指针重新指向新栈，最后销毁并回收旧栈的内存空间，从而实现栈的动态扩容。
汇编#这里简单讲解一下后面分析中会用到的一些 Go 语言使用的 Plan 9 汇编，以免看不太明白。
汇编函数#我们先来看看 plan9 的汇编函数的定义：
stack frame size：包含局部变量以及额外调用函数的参数空间；
arguments size：包含参数以及返回值大小，例如入参是 3 个 int64 类型，返回值是 1 个 int64 类型，那么返回值就是 sizeof(int64) * 4；
栈调整#栈的调整是通过对硬件 SP 寄存器进行运算来实现的，例如:
CopySUBQ $24, SP // 对 sp 做减法，为函数分配函数栈帧 ...ADDQ $24, SP // 对 sp 做加法 ，清除函数栈帧
由于栈是往下增长的，所以 SUBQ 对 SP 做减法的时候实际上是为函数分配栈帧，ADDQ 则是清除栈帧。
常见指令#加减法操作：
CopyADDQ AX, BX // BX += AXSUBQ AX, BX // BX -= AX
数据搬运：
常数在 plan9 汇编用 $num 表示，可以为负数，默认情况下为十进制。搬运的长度是由 MOV 的后缀决定。
CopyMOVB $1, DI // 1 byteMOVW $0x10, BX // 2 bytesMOVD $1, DX // 4 bytesMOVQ $-10, AX // 8 bytes
还有一点区别是在使用 MOVQ 的时候会有看到带括号和不带括号的区别。
Copy// 加括号代表是指针的引用MOVQ (AX), BX // => BX = *AX 将AX指向的内存区域8byte赋值给BXMOVQ 16(AX), BX // => BX = *(AX + 16)//不加括号是值的引用MOVQ AX, BX // => BX = AX 将AX中存储的内容赋值给BX，注意区别
跳转：
Copy// 无条件跳转JMP addr // 跳转到地址，地址可为代码中的地址JMP label // 跳转到标签，可以跳转到同一函数内的标签位置JMP 2(PC) // 以当前指令为基础，向前/后跳转 x 行// 有条件跳转JLS addr
地址运算：
CopyLEAQ (AX)(AX*2), CX // => CX = AX + (AX * 2) = AX * 3
上面代码中的 2 代表 scale，scale 只能是 0、2、4、8。
解析#G 的创建#因为栈都是在 Goroutine 上的，所以先从 G 的创建开始看如何创建以及初始化栈空间的。由于我在《详解Go语言调度循环源码实现 https://www.luozhiyun.com/archives/448 》中已经讲过 G 的创建，所以这里只对栈的初始化部分的代码进行讲解。
G 的创建会调用 runtime·newproc进行创建：
runtime.newproc
Copyfunc newproc(siz int32, fn *funcval) { argp := add(unsafe.Pointer(&fn), sys.PtrSize) gp := getg() // 获取 caller 的 PC 寄存器 pc := getcallerpc() // 切换到 G0 进行创建 systemstack(func() { newg := newproc1(fn, argp, siz, gp, pc) ... })}newproc 方法会切换到 G0 上调用 newproc1 函数进行 G 的创建。
runtime.newproc1
Copyconst _StackMin = 2048func newproc1(fn *funcval, argp unsafe.Pointer, narg int32, callergp *g, callerpc uintptr) *g { _g_ := getg() ... _p_ := _g_.m.p.ptr() // 从 P 的空闲链表中获取一个新的 G newg := gfget(_p_) // 获取不到则调用 malg 进行创建 if newg == nil { newg = malg(_StackMin) casgstatus(newg, _Gidle, _Gdead) allgadd(newg) // publishes with a g->status of Gdead so GC scanner doesn't look at uninitialized stack. } ... return newg}newproc1 方法很长，里面主要是获取 G ，然后对获取到的 G 做一些初始化的工作。我们这里只看 malg 函数的调用。
在调用 malg 函数的时候会传入一个最小栈大小的值：_StackMin（2048）。
runtime.malg
Copyfunc malg(stacksize int32) *g { // 创建 G 结构体 newg := new(g) if stacksize >= 0 { // 这里会在 stacksize 的基础上为每个栈预留系统调用所需的内存大小 _StackSystem // 在 Linux/Darwin 上（ _StackSystem == 0 ）本行不改变 stacksize 的大小 stacksize = round2(_StackSystem + stacksize) // 切换到 G0 为 newg 初始化栈内存 systemstack(func() { newg.stack = stackalloc(uint32(stacksize)) }) // 设置 stackguard0 ，用来判断是否要进行栈扩容 newg.stackguard0 = newg.stack.lo + _StackGuard newg.stackguard1 = ^uintptr(0) *(*uintptr)(unsafe.Pointer(newg.stack.lo)) = 0 } return newg}在调用 malg 的时候会将传入的内存大小加上一个 _StackSystem 值预留给系统调用使用，round2 函数会将传入的值舍入为 2 的指数。然后会切换到 G0 执行 stackalloc 函数进行栈内存分配。
分配完毕之后会设置 stackguard0 为 stack.lo + _StackGuard，作为判断是否需要进行栈扩容使用，下面会谈到。
栈的初始化#文件位置：src/runtime/stack.go
Copy// 全局的栈缓存，分配 32KB以下内存var stackpool [_NumStackOrders]struct { item stackpoolItem _ [cpu.CacheLinePadSize - unsafe.Sizeof(stackpoolItem{})%cpu.CacheLinePadSize]byte}//go:notinheaptype stackpoolItem struct { mu mutex span mSpanList} // 全局的栈缓存，分配 32KB 以上内存var stackLarge struct { lock mutex free [heapAddrBits - pageShift]mSpanList // free lists by log_2(s.npages)}// 初始化stackpool/stackLarge全局变量func stackinit() { if _StackCacheSize&_PageMask != 0 { throw("cache size must be a multiple of page size") } for i := range stackpool { stackpool[i].item.span.init() lockInit(&stackpool[i].item.mu, lockRankStackpool) } for i := range stackLarge.free { stackLarge.free[i].init() lockInit(&stackLarge.lock, lockRankStackLarge) }}在进行栈分配之前我们先来看看栈初始化的时候会做什么，需要注意的是，stackinit 是在调用 runtime·schedinit初始化的，是在调用 runtime·newproc之前进行的。
在执行栈初始化的时候会初始化两个全局变量 stackpool 和 stackLarge。stackpool 可以分配小于 32KB 的内存，stackLarge 用来分配大于 32KB 的栈空间。
栈的分配#从初始化的两个两个全局变量我们也可以知道，栈会根据大小的不同从不同的位置进行分配。
小栈内存分配#文件位置：src/runtime/stack.go
Copyfunc stackalloc(n uint32) stack { // 这里的 G 是 G0 thisg := getg() ... var v unsafe.Pointer // 在 Linux 上，_FixedStack = 2048、_NumStackOrders = 4、_StackCacheSize = 32768 // 如果申请的栈空间小于 32KB if n < _FixedStack<<_NumStackOrders && n < _StackCacheSize { order := uint8(0) n2 := n // 大于 2048 ,那么 for 循环 将 n2 除 2,直到 n 小于等于 2048 for n2 > _FixedStack { // order 表示除了多少次 order++ n2 >>= 1 } var x gclinkptr //preemptoff != "", 在 GC 的时候会进行设置,表示如果在 GC 那么从 stackpool 分配 // thisg.m.p = 0 会在系统调用和 改变 P 的个数的时候调用,如果发生,那么也从 stackpool 分配 if stackNoCache != 0 || thisg.m.p == 0 || thisg.m.preemptoff != "" { lock(&stackpool[order].item.mu) // 从 stackpool 分配 x = stackpoolalloc(order) unlock(&stackpool[order].item.mu) } else { // 从 P 的 mcache 分配内存 c := thisg.m.p.ptr().mcache x = c.stackcache[order].list if x.ptr() == nil { // 从堆上申请一片内存空间填充到stackcache中 stackcacherefill(c, order) x = c.stackcache[order].list } // 移除链表的头节点 c.stackcache[order].list = x.ptr().next c.stackcache[order].size -= uintptr(n) } // 获取到分配的span内存块 v = unsafe.Pointer(x) } else { ... } ... return stack{uintptr(v), uintptr(v) + uintptr(n)}}stackalloc 会根据传入的参数 n 的大小进行分配，在 Linux 上如果 n 小于 32768 bytes，也就是 32KB ，那么会进入到小栈的分配逻辑中。
小栈指大小为 2K/4K/8K/16K 的栈，在分配的时候，会根据大小计算不同的 order 值，如果栈大小是 2K，那么 order 就是 0，4K 对应 order 就是 1，以此类推。这样一方面可以减少不同 Goroutine 获取不同栈大小的锁冲突，另一方面可以预先缓存对应大小的 span ，以便快速获取。
thisg.m.p == 0可能发生在系统调用 exitsyscall 或改变 P 的个数 procresize 时，thisg.m.preemptoff != ""会发生在 GC 的时候。也就是说在发生在系统调用 exitsyscall 或改变 P 的个数在变动，亦或是在 GC 的时候，会从 stackpool 分配栈空间，否则从 mcache 中获取。
如果 mcache 对应的 stackcache 获取不到，那么调用 stackcacherefill 从堆上申请一片内存空间填充到stackcache中。
主要注意的是，stackalloc 由于切换到 G0 进行调用，所以 thisg 是 G0，我们也可以通过《如何编译调试 Go runtime 源码 https://www.luozhiyun.com/archives/506 》这一篇文章的方法来进行调试：
Copyfunc stackalloc(n uint32) stack { thisg := getg() // 添加一行打印 if debug.schedtrace > 0 { print("stackalloc runtime: gp: gp=", thisg, ", goid=", thisg.goid, ", gp->atomicstatus=", readgstatus(thisg), "\n") } ...}下面我们分别看一下 stackpoolalloc 与 stackcacherefill 函数。
runtime.stackpoolalloc
Copyfunc stackpoolalloc(order uint8) gclinkptr { list := &stackpool[order].item.span s := list.first lockWithRankMayAcquire(&mheap_.lock, lockRankMheap) if s == nil { // no free stacks. Allocate another span worth. // 从堆上分配 mspan // _StackCacheSize = 32 * 1024 s = mheap_.allocManual(_StackCacheSize>>_PageShift, &memstats.stacks_inuse) if s == nil { throw("out of memory") } // 刚分配的 span 里面分配对象个数肯定为 0 if s.allocCount != 0 { throw("bad allocCount") } if s.manualFreeList.ptr() != nil { throw("bad manualFreeList") } //OpenBSD 6.4+ 系统需要做额外处理 osStackAlloc(s) // Linux 中 _FixedStack = 2048 s.elemsize = _FixedStack << order //_StackCacheSize = 32 * 1024 // 这里是将 32KB 大小的内存块分成了elemsize大小块，用单向链表进行连接 // 最后 s.manualFreeList 指向的是这块内存的尾部 for i := uintptr(0); i < _StackCacheSize; i += s.elemsize { x := gclinkptr(s.base() + i) x.ptr().next = s.manualFreeList s.manualFreeList = x } // 插入到 list 链表头部 list.insert(s) } x := s.manualFreeList // 代表被分配完毕 if x.ptr() == nil { throw("span has no free stacks") } // 将 manualFreeList 往后移动一个单位 s.manualFreeList = x.ptr().next // 统计被分配的内存块 s.allocCount++ // 因为分配的时候第一个内存块是 nil // 所以当指针为nil 的时候代表被分配完毕 // 那么需要将该对象从 list 的头节点移除 if s.manualFreeList.ptr() == nil { // all stacks in s are allocated. list.remove(s) } return x}在 stackpoolalloc 函数中会去找 stackpool 对应 order 下标的 span 链表的头节点，如果不为空，那么直接将头节点的属性 manualFreeList 指向的节点从链表中移除，并返回；
如果 list.first为空，那么调用 mheap_的 allocManual 函数从堆中分配 mspan，具体的内存分配相关的文章可以看我这篇：《详解Go中内存分配源码实现 https://www.luozhiyun.com/archives/434 》。
从 allocManual 函数会分配 32KB 大小的内存块，分配好新的 span 之后会根据 elemsize 大小将 32KB 内存进行切割，然后通过单向链表串起来并将最后一块内存地址赋值给 manualFreeList 。
比如当前的 elemsize 所代表的内存大小是 8KB大小：
runtime.stackcacherefill
Copyfunc stackcacherefill(c *mcache, order uint8) { var list gclinkptr var size uintptr lock(&stackpool[order].item.mu) //_StackCacheSize = 32 * 1024 // 将 stackpool 分配的内存组成一个单向链表 list for size < _StackCacheSize/2 { x := stackpoolalloc(order) x.ptr().next = list list = x // _FixedStack = 2048 size += _FixedStack << order } unlock(&stackpool[order].item.mu) c.stackcache[order].list = list c.stackcache[order].size = size}stackcacherefill 函数会调用 stackpoolalloc 从 stackpool 中获取一半的空间组装成 list 链表，然后放入到 stackcache 数组中。
大栈内存分配#Copyfunc stackalloc(n uint32) stack { thisg := getg() var v unsafe.Pointer if n < _FixedStack<<_NumStackOrders && n < _StackCacheSize { ... } else { // 申请的内存空间过大，从 runtime.stackLarge 中检查是否有剩余的空间 var s *mspan // 计算需要分配多少个 span 页， 8KB 为一页 npage := uintptr(n) >> _PageShift // 计算 npage 能够被2整除几次，用来作为不同大小内存的块的索引 log2npage := stacklog2(npage) lock(&stackLarge.lock) // 如果 stackLarge 对应的链表不为空 if !stackLarge.free[log2npage].isEmpty() { //获取链表的头节点，并将其从链表中移除 s = stackLarge.free[log2npage].first stackLarge.free[log2npage].remove(s) } unlock(&stackLarge.lock) lockWithRankMayAcquire(&mheap_.lock, lockRankMheap) //这里是stackLarge为空的情况 if s == nil { // 从堆上申请新的内存 span s = mheap_.allocManual(npage, &memstats.stacks_inuse) if s == nil { throw("out of memory") } // OpenBSD 6.4+ 系统需要做额外处理 osStackAlloc(s) s.elemsize = uintptr(n) } v = unsafe.Pointer(s.base()) } ... return stack{uintptr(v), uintptr(v) + uintptr(n)}}对于大栈内存分配，运行时会查看 stackLarge 中是否有剩余的空间，如果不存在剩余空间，它也会调用 mheap_.allocManual 从堆上申请新的内存。
栈的扩容#栈溢出检测#编译器会在目标代码生成的时候执行：src/cmd/internal/obj/x86/obj6.go:stacksplit 根据函数栈帧大小插入相应的指令，检查当前 goroutine 的栈空间是否足够。
当栈帧大小（FramSzie）小于等于 StackSmall（128）时，如果 SP 小于 stackguard0 那么就执行栈扩容；当栈帧大小（FramSzie）大于 StackSmall（128）时，就会根据公式 SP - FramSzie + StackSmall 和 stackguard0 比较，如果小于 stackguard0 则执行扩容；当栈帧大小（FramSzie）大于StackBig（4096）时，首先会检查 stackguard0 是否已转变成 StackPreempt 状态了；然后根据公式 SP-stackguard0+StackGuard <= framesize + (StackGuard-StackSmall)判断，如果是 true 则执行扩容；我们先来看看伪代码会更清楚一些：
当栈帧大小（FramSzie）小于等于 StackSmall（128）时：
CopyCMPQ SP, stackguardJEQ label-of-call-to-morestack
当栈帧大小（FramSzie）大于 StackSmall（128）时：
CopyLEAQ -xxx(SP), AX CMPQ AX, stackguardJEQ label-of-call-to-morestack
这里 AX = SP - framesize + StackSmall，然后执行 CMPQ 指令让 AX 与 stackguard 比较；
当栈帧大小（FramSzie）大于StackBig（4096）时：
CopyMOVQ stackguard, SI // SI = stackguardCMPQ SI, $StackPreempt // compare SI ,StackPreemptJEQ label-of-call-to-morestackLEAQ StackGuard(SP), AX // AX = SP + StackGuardSUBQ SI, AX // AX = AX - SI = SP + StackGuard -stackguardCMPQ AX, $(framesize+(StackGuard-StackSmall))
这里的伪代码会相对复杂一些，由于 G 里面的 stackguard0 在抢占的时候可能会赋值成 StackPreempt，所以明确有没有被抢占，那么需要将 stackguard0 和 StackPreempt进行比较。然后将执行比较： SP-stackguard+StackGuard <= framesize + (StackGuard-StackSmall)，两边都加上 StackGuard 是为了保证左边的值是正数。
希望在理解完上面的代码之前不要继续往下看。
主要注意的是，在一些函数的执行代码中，编译器很智能的加上了NOSPLIT标记，打了这个标记之后就会禁用栈溢出检测，可以在如下代码中发现这个标记的踪影：
代码位置：cmd/internal/obj/x86/obj6.go
Copy... if ctxt.Arch.Family == sys.AMD64 && autoffset < objabi.StackSmall && !p.From.Sym.NoSplit() { leaf := true LeafSearch: for q := p; q != nil; q = q.Link { ... } if leaf { p.From.Sym.Set(obj.AttrNoSplit, true) } }...大致代码逻辑应该是：当函数处于调用链的叶子节点，且栈帧小于StackSmall字节时，则自动标记为NOSPLIT。同样的，我们在写代码的时候也可以自己在函数上面加上//go:nosplit强制指定NOSPLIT属性。
栈溢出实例
下面我们写一个简单的例子：
Copyfunc main() { a, b := 1, 2 _ = add1(a, b) _ = add2(a, b) _ = add3(a, b)}func add1(x, y int) int { _ = make([]byte, 20) return x + y}func add2(x, y int) int { _ = make([]byte, 200) return x + y}func add3(x, y int) int { _ = make([]byte, 5000) return x + y}然后打印出它的汇编：
Copy$ GOOS=linux GOARCH=amd64 go tool compile -S -N -l main.go
上面这个例子用三个方法调用解释了上面所说的三种情况：
main 函数
Copy 0x0000 00000 (main.go:3) TEXT "".main(SB), ABIInternal, $48-0 0x0000 00000 (main.go:3) MOVQ (TLS), CX 0x0009 00009 (main.go:3) CMPQ SP, 16(CX) // SP < stackguard 则跳到 129执行 0x0009 00009 (main.go:3) CMPQ SP, 16(CX) 0x000d 00013 (main.go:3) PCDATA $0, $-2 0x000d 00013 (main.go:3) JLS 129 ... 0x0081 00129 (main.go:3) CALL runtime.morestack_noctxt(SB)
首先，我们从 TLS ( thread local storage) 变量中加载一个值至 CX 寄存器，然后将 SP 和 16(CX) 进行比较，那什么是 TLS？16(CX) 又代表什么？
其实TLS是一个伪寄存器，表示的是thread-local storage，它存放了 G 结构体。我们看一看 runtime 源代码中对于 G 的定义:
Copytype g struct { stack stack // offset known to runtime/cgo stackguard0 uintptr // offset known to liblink ...}type stack struct { lo uintptr hi uintptr}可以看到 stack 占了 16bytes，所以 16(CX) 对应的是 g.stackguard0。所以 CMPQ SP, 16(CX)这一行代码实际上是比较 SP 和 stackguard 大小。如果 SP 小于 stackguard ，那么说明到了增长的阈值，会执行 JLS 跳到 129 行，调用 runtime.morestack_noctxt 执行下一步栈扩容操作。
add1
Copy 0x0000 00000 (main.go:10) TEXT "".add1(SB), NOSPLIT|ABIInternal, $32-24
我们看到 add1 的汇编函数，可以看到它的栈大小只有 32 ，没有到达 StackSmall 128 bytes 的大小，并且它又是一个 callee 被调用者，所以可以发它加上了NOSPLIT标记，也就印证了我上面结论。
add2
Copy"".add2 STEXT size=148 args=0x18 locals=0xd0 0x0000 00000 (main.go:15) TEXT "".add2(SB), ABIInternal, $208-24 0x0000 00000 (main.go:15) MOVQ (TLS), CX // AX = SP - 208 + 128 = SP -80 0x0009 00009 (main.go:15) LEAQ -80(SP), AX // 栈大小大于StackSmall =128, 计算 SP - FramSzie + StackSmall 并放入AX寄存器 0x000e 00014 (main.go:15) CMPQ AX, 16(CX) // AX < stackguard 则跳到 138 执行 0x0012 00018 (main.go:15) PCDATA $0, $-2 0x0012 00018 (main.go:15) JLS 138 ... 0x008a 00138 (main.go:15) CALL runtime.morestack_noctxt(SB)
add2 函数的栈帧大小是 208，大于 StackSmall 128 bytes ，所以可以看到首先从 TLS 变量中加载一个值至 CX 寄存器。
然后执行指令 LEAQ -80(SP), AX，但是这里为什么是 -80 其实当时让我蛮疑惑的，但是需要注意的是这里的计算公式是： SP - FramSzie + StackSmall，直接代入之后会发现它就是 -80，然后将这个数值加载到 AX 寄存器中。
最后调用 CMPQ AX, 16(CX)，16(CX) 我们在上面已经讲过了是等于 stackguard0 ，所以这里是比较 AX 与 stackguard0 的小大，如果小于则直接跳转到 138 行执行 runtime.morestack_noctxt。
add3
Copy"".add3 STEXT size=157 args=0x18 locals=0x1390 0x0000 00000 (main.go:20) TEXT "".add3(SB), ABIInternal, $5008-24 0x0000 00000 (main.go:20) MOVQ (TLS), CX 0x0009 00009 (main.go:20) MOVQ 16(CX), SI // 将 stackguard 赋值给 SI 0x000d 00013 (main.go:20) PCDATA $0, $-2 0x000d 00013 (main.go:20) CMPQ SI, $-1314 // 将 stackguard < stackPreempt 则跳转到 147 执行 0x0014 00020 (main.go:20) JEQ 147 0x0016 00022 (main.go:20) LEAQ 928(SP), AX // AX = SP +928 0x001e 00030 (main.go:20) SUBQ SI, AX // AX -= stackguard 0x0021 00033 (main.go:20) CMPQ AX, $5808 // framesize + 928 -128 = 5808,比较 AX < 5808,则执行147 0x0027 00039 (main.go:20) JLS 147 ... 0x0093 00147 (main.go:20) CALL runtime.morestack_noctxt(SB)
add3 函数是直接分配了一个 5000 bytes 的数组在栈上，所以开头还是一样的，将从 TLS 变量中加载一个值至 CX 寄存器，然后将 stackguard0 赋值给 SI 寄存器；
接下来会执行指令 CMPQ SI, $-1314，这里实际上比较 stackguard0 和 StackPreempt 的大小，至于为啥是 -1314 其实是直接在插入汇编代码的时候会调用 StackPreempt 变量，这个变量是在代码里面写死的：
代码位置：cmd/internal/objabi/stack.go
Copyconst ( StackPreempt = -1314 // 0xfff...fade)
如果没有被抢占，那么直接往下执行LEAQ 928(SP), AX，这句指令等于 AX = SP +_StackGuard，在 Linux 中 _StackGuard 等于 928；
接下来执行 SUBQ SI, AX，这一句指令等于 AX -= stackguard0 ；
最后执行 CMPQ AX, $5808，这个 5808 实际上是 framesize + _StackGuard - _StackSmall，如果 AX 小于 5808 那么跳转到 147 行执行 runtime.morestack_noctxt 函数。
到这里栈溢出检测就讲解完毕了，我看了其他的文章，应该都没有我讲解的全面，特别是栈帧大小大于 _StackBig 时的溢出检测。
栈的扩张#runtime.morestack_noctxt 是用汇编实现的，它会调用到 runtime·morestack，下面我们看看它的实现：
代码位置：src/runtime/asm_amd64.s
CopyTEXT runtime·morestack(SB),NOSPLIT,$0-0 // Cannot grow scheduler stack (m->g0). // 无法增长调度器的栈(m->g0) get_tls(CX) MOVQ g(CX), BX MOVQ g_m(BX), BX MOVQ m_g0(BX), SI CMPQ g(CX), SI JNE 3(PC) CALL runtime·badmorestackg0(SB) CALL runtime·abort(SB) // 省略signal stack、morebuf和sched的处理 ... // Call newstack on m->g0's stack. // 在 m->g0 栈上调用 newstack. MOVQ m_g0(BX), BX MOVQ BX, g(CX) MOVQ (g_sched+gobuf_sp)(BX), SP CALL runtime·newstack(SB) CALL runtime·abort(SB) // 如果 newstack 返回则崩溃 crash if newstack returns RET
runtime·morestack 做完校验和赋值操作后会切换到 G0 调用 runtime·newstack来完成扩容的操作。
runtime·newstack
Copyfunc newstack() { thisg := getg() gp := thisg.m.curg // 初始化寄存器相关变量 morebuf := thisg.m.morebuf thisg.m.morebuf.pc = 0 thisg.m.morebuf.lr = 0 thisg.m.morebuf.sp = 0 thisg.m.morebuf.g = 0 ... // 校验是否被抢占 preempt := atomic.Loaduintptr(&gp.stackguard0) == stackPreempt // 如果被抢占 if preempt { // 校验是否可以安全的被抢占 // 如果 M 上有锁 // 如果正在进行内存分配 // 如果明确禁止抢占 // 如果 P 的状态不是 running // 那么就不执行抢占了 if !canPreemptM(thisg.m) { // 到这里表示不能被抢占？ // Let the goroutine keep running for now. // gp->preempt is set, so it will be preempted next time. gp.stackguard0 = gp.stack.lo + _StackGuard // 触发调度器的调度 gogo(&gp.sched) // never return } } if gp.stack.lo == 0 { throw("missing stack in newstack") } // 寄存器 sp sp := gp.sched.sp if sys.ArchFamily == sys.AMD64 || sys.ArchFamily == sys.I386 || sys.ArchFamily == sys.WASM { // The call to morestack cost a word. sp -= sys.PtrSize } ... if preempt { //需要收缩栈 if gp.preemptShrink { gp.preemptShrink = false shrinkstack(gp) } // 被 runtime.suspendG 函数挂起 if gp.preemptStop { // 被动让出当前处理器的控制权 preemptPark(gp) // never returns } //主动让出当前处理器的控制权 gopreempt_m(gp) // never return } // 计算新的栈空间是原来的两倍 oldsize := gp.stack.hi - gp.stack.lo newsize := oldsize * 2 ... //将 Goroutine 切换至 _Gcopystack 状态 casgstatus(gp, _Grunning, _Gcopystack) //开始栈拷贝 copystack(gp, newsize) casgstatus(gp, _Gcopystack, _Grunning) gogo(&gp.sched)}newstack 函数的前半部分承担了对 Goroutine 进行抢占的任务,对于任务抢占还不清楚的可以看我这篇：《从源码剖析Go语言基于信号抢占式调度 https://www.luozhiyun.com/archives/485 》。
在开始执行栈拷贝之前会先计算新栈的大小是原来的两倍，然后将 Goroutine 状态切换至 _Gcopystack 状态。
栈拷贝#Copyfunc copystack(gp *g, newsize uintptr) { old := gp.stack // 当前已使用的栈空间大小 used := old.hi - gp.sched.sp //分配新的栈空间 new := stackalloc(uint32(newsize)) ... // 计算调整的幅度 var adjinfo adjustinfo adjinfo.old = old // 新栈和旧栈的幅度来控制指针的移动 adjinfo.delta = new.hi - old.hi // 调整 sudogs, 必要时与 channel 操作同步 ncopy := used if !gp.activeStackChans { ... adjustsudogs(gp, &adjinfo) } else { // 到这里代表有被阻塞的 G 在当前 G 的channel 中，所以要防止并发操作，需要获取 channel 的锁 // 在所有 sudog 中找到地址最大的指针 adjinfo.sghi = findsghi(gp, old) // 对所有 sudog 关联的 channel 上锁，然后调整指针，并且复制 sudog 指向的部分旧栈的数据到新的栈上 ncopy -= syncadjustsudogs(gp, used, &adjinfo) } // 将源栈中的整片内存拷贝到新的栈中 memmove(unsafe.Pointer(new.hi-ncopy), unsafe.Pointer(old.hi-ncopy), ncopy) // 继续调整栈中 txt、defer、panic 位置的指针 adjustctxt(gp, &adjinfo) adjustdefers(gp, &adjinfo) adjustpanics(gp, &adjinfo) if adjinfo.sghi != 0 { adjinfo.sghi += adjinfo.delta } // 将 G 上的栈引用切换成新栈 gp.stack = new gp.stackguard0 = new.lo + _StackGuard // NOTE: might clobber a preempt request gp.sched.sp = new.hi - used gp.stktopsp += adjinfo.delta // 在新栈重调整指针 gentraceback(^uintptr(0), ^uintptr(0), 0, gp, 0, nil, 0x7fffffff, adjustframe, noescape(unsafe.Pointer(&adjinfo)), 0) if stackPoisonCopy != 0 { fillstack(old, 0xfc) } //释放原始栈的内存空间 stackfree(old)}copystack 首先会计算一下使用栈空间大小，那么在进行栈复制的时候只需要复制已使用的空间就好了；然后调用 stackalloc 函数从堆上分配一片内存块；然后对比新旧栈的 hi 的值计算出两块内存之间的差值 delta，这个 delta 会在调用 adjustsudogs、adjustctxt 等函数的时候判断旧栈的内存指针位置，然后加上 delta 然后就获取到了新栈的指针位置，这样就可以将指针也调整到新栈了；调用 memmove 将源栈中的整片内存拷贝到新的栈中；然后继续调用调整指针的函数继续调整栈中 txt、defer、panic 位置的指针；接下来将 G 上的栈引用切换成新栈；最后调用 stackfree 释放原始栈的内存空间；栈的收缩#栈的收缩发生在 GC 时对栈进行扫描的阶段：
Copyfunc scanstack(gp *g, gcw *gcWork) { ... // 进行栈收缩 shrinkstack(gp) ...}如果还不清楚 GC 的话不妨看一下我这篇文章：《Go语言GC实现原理及源码分析 https://www.luozhiyun.com/archives/475 》。
runtime.shrinkstack
shrinkstack 这个函数我屏蔽了一些校验函数，只留下面的核心逻辑：
Copyfunc shrinkstack(gp *g) { ... oldsize := gp.stack.hi - gp.stack.lo newsize := oldsize / 2 // 当收缩后的大小小于最小的栈的大小时，不再进行收缩 if newsize < _FixedStack { return } avail := gp.stack.hi - gp.stack.lo // 计算当前正在使用的栈数量，如果 gp 使用的当前栈少于四分之一，则对栈进行收缩 // 当前使用的栈包括到 SP 的所有内容以及栈保护空间，以确保有 nosplit 功能的空间 if used := gp.stack.hi - gp.sched.sp + _StackLimit; used >= avail/4 { return } // 将旧栈拷贝到新收缩后的栈上 copystack(gp, newsize)}新栈的大小会缩小至原来的一半，如果小于 _FixedStack （2KB）那么不再进行收缩。除此之外还会计算一下当前栈的使用情况是否不足 1/4 ，如果使用超过 1/4 那么也不会进行收缩。
最后判断确定要进行收缩则调用 copystack 函数进行栈拷贝的逻辑。
总结#如果对于没有了解过内存布局的同学，理解起来可能会比较吃力，因为我们在看堆的时候内存增长都是从小往大增长，而栈的增长方向是相反的，导致在做栈指令操作的时候将 SP 减小反而是将栈帧增大。
除此之外就是 Go 使用的是 plan9 这种汇编，资料比较少，看起来很麻烦，想要更深入了解这种汇编的可以看我下面的 Reference 的资料。
标签： #sonypsp2000manual