用Google搜異常資訊，肯定都通路過
Stack Overflow網站全球最大的程式員問答網站，名字來自于一個常見的報錯，就是棧溢出（stack overflow）
從函數調用開始，在計算機指令層面函數間的互相調用是怎麼實作的，以及什麼情況下會發生棧溢出
1 棧的意義
先看一個簡單的C程式
- function.c
直接在
Linux中使用GCC編譯運作
[hadoop@JavaEdge Documents]$ vim function.c
[hadoop@JavaEdge Documents]$ gcc -g -c function.c
[hadoop@JavaEdge Documents]$ objdump -d -M intel -S function.o
function.o: file format elf64-x86-64
Disassembly of section .text:
0000000000000000 <add>:
#include <stdio.h>
int static add(int a, int b)
{
0: 55 push rbp
1: 48 89 e5 mov rbp,rsp
4: 89 7d fc mov DWORD PTR [rbp-0x4],edi
7: 89 75 f8 mov DWORD PTR [rbp-0x8],esi
a: 8b 45 f8 mov eax,DWORD PTR [rbp-0x8]
d: 8b 55 fc mov edx,DWORD PTR [rbp-0x4]
10: 01 d0 add eax,edx
12: 5d pop rbp
13: c3 ret
0000000000000014 <main>:
return a+b;
}
int main()
{
14: 55 push rbp
15: 48 89 e5 mov rbp,rsp
18: 48 83 ec 10 sub rsp,0x10
int x = 5;
1c: c7 45 fc 05 00 00 00 mov DWORD PTR [rbp-0x4],0x5
int y = 10;
23: c7 45 f8 0a 00 00 00 mov DWORD PTR [rbp-0x8],0xa
int u = add(x, y);
2a: 8b 55 f8 mov edx,DWORD PTR [rbp-0x8]
2d: 8b 45 fc mov eax,DWORD PTR [rbp-0x4]
30: 89 d6 mov esi,edx
32: 89 c7 mov edi,eax
34: e8 c7 ff ff ff call 0 <add>
39: 89 45 f4 mov DWORD PTR [rbp-0xc],eax
return 0;
3c: b8 00 00 00 00 mov eax,0x0
}
41: c9 leave
42: c3 ret
main函數和上一節我們講的的程式執行差別不大,主要是把jump指令換成了函數調用的call指令,call指令後面跟着的，仍然是跳轉後的程式位址
看看add函數
add函數編譯後，代碼先執行了一條push指令和一條mov指令
在函數執行結束的時候，又執行了一條pop和一條ret指令
這四條指令的執行，其實就是在進行我們接下來要講壓棧（Push）和出棧（Pop）
函數調用和上一節我們講的if…else和for/while循環有點像
都是在原來順序執行的指令過程裡，執行了一個記憶體位址的跳轉指令，讓指令從原來順序執行的過程裡跳開，從新的跳轉後的位置開始執行。
但是，這兩個跳轉有個差別
- if…else和for/while的跳轉，是跳轉走了就不再回來了，就在跳轉後的新位址開始順序地執行指令，後會無期
- 函數調用的跳轉，在對應函數的指令執行完了之後，還要再回到函數調用的地方，繼續執行call之後的指令，地球畢竟是圓的
有沒有一個可以不跳回原來開始的地方,進而實作函數的調用呢
似乎有.可以把調用的函數指令，直接插入在調用函數的地方，替換掉對應的call指令，然後在編譯器編譯代碼的時候，直接就把函數調用變成對應的指令替換掉。
不過思考一下，你會發現漏洞
如果函數A調用了函數B，然後函數B再調用函數A，我們就得面臨在A裡面插入B的指令，然後在B裡面插入A的指令，這樣就會産生無窮無盡地替換。
就好像兩面鏡子面對面放在一塊兒，任何一面鏡子裡面都會看到無窮多面鏡子
Infinite Mirror Effect
如果函數A調用B，B再調用A，那麼代碼會無限展開
那就換一個思路，能不能把後面要跳回來執行的指令位址給記錄下來呢？
就像PC寄存器一樣，可以專門設立一個“程式調用寄存器”，存儲接下來要跳轉回來執行的指令位址
等到函數調用結束，從這個寄存器裡取出位址，再跳轉到這個記錄的位址，繼續執行就好了。
但在多層函數調用裡，隻記錄一個位址是不夠的
在調用函數A之後，A還可以調用函數B，B還能調用函數C
這一層又一層的調用并沒有數量上的限制
在所有函數調用傳回之前，每一次調用的傳回位址都要記錄下來，但是我們CPU裡的寄存器數量并不多
像我們一般使用的Intel i7 CPU隻有16個64位寄存器，調用的層數一多就存不下了。
最終，CSer們想到了一個比單獨記錄跳轉回來的位址更完善的辦法
在記憶體裡面開辟一段空間，用棧這個後進先出（LIFO，Last In First Out）的資料結構
棧就像一個乒乓球桶，每次程式調用函數之前，我們都把調用傳回後的位址寫在一個乒乓球上，然後塞進這個球桶
這個操作其實就是我們常說的壓棧。如果函數執行完了，我們就從球桶裡取出最上面的那個乒乓球，很顯然，這就是出棧。
拿到出棧的乒乓球，找到上面的位址，把程式跳轉過去，就傳回到了函數調用後的下一條指令了
如果函數A在執行完成之前又調用了函數B，那麼在取出乒乓球之前，我們需要往球桶裡塞一個乒乓球。而我們從球桶最上面拿乒乓球的時候，拿的也一定是最近一次的，也就是最下面一層的函數調用完成後的位址
乒乓球桶的底部，就是棧底，最上面的乒乓球所在的位置，就是棧頂
壓棧的不隻有函數調用完成後的傳回位址
比如函數A在調用B的時候，需要傳輸一些參數資料，這些參數資料在寄存器不夠用的時候也會被壓入棧中
整個函數A所占用的所有記憶體空間，就是函數A的棧幀（Stack Frame）
Frame在中文裡也有“相框”的意思，是以，每次到這裡，都有種感覺，整個函數A所需要的記憶體空間就像是被這麼一個“相框”給框了起來，放在了棧裡面。
而實際的程式棧布局，頂和底與我們的乒乓球桶相比是倒過來的
底在最上面，頂在最下面，這樣的布局是因為棧底的記憶體位址是在一開始就固定的。而一層層壓棧之後，棧頂的記憶體位址是在逐漸變小而不是變大
對應上面函數add的彙編代碼，我們來仔細看看，main函數調用add函數時
- add函數入口在0～1行
- add函數結束之後在12～13行
在調用第34行的call指令時，會把目前的PC寄存器裡的下一條指令的位址壓棧，保留函數調用結束後要執行的指令位址
而add函數的第0行，push rbp指令，就是在壓棧
這裡的rbp又叫棧幀指針（Frame Pointer），存放了目前棧幀位置的寄存器。push rbp就把之前調用函數，也就是main函數的棧幀的棧底位址，壓到棧頂。
第1行的一條指令mov rbp, rsp，則是把rsp這個棧指針（Stack Pointer）的值複制到rbp裡，而rsp始終會指向棧頂
這個指令意味着，rbp這個棧幀指針指向的位址，變成目前最新的棧頂，也就是add函數的棧幀的棧底位址了。
在函數add執行完成之後，又會分别調用第12行的pop rbp
将目前的棧頂出棧,這部分操作維護好了我們整個棧幀
然後調用第13行的ret指令，這時候同時要把call調用的時候壓入的PC寄存器裡的下一條指令出棧，更新到PC寄存器中，将程式的控制權傳回到出棧後的棧頂。