void g( int m )
{
int a;

f( a );
}

Vor dem Aufruf von f in g sieht der Speicher folgendermaßen aus:

Adresse Inhalt Inhalt Inhalt Inhalt
123434
123438
123442
123446
123450
123454 <– esp
123458 <– a
123462 <– ebp von g
123466
123470 <– m
123490 <– bottom

Unmittelbar nach dem Aufruf von f (noch in f!) ergibt sich dann das folgende Bild:

Adresse Inhalt Inhalt Inhalt Inhalt
123434 <– esp
123438 <– x
123442 <– y
123446 <– ebp von f
123450
123454 <– n
123458 <– a
123462 <– ebp von g
123466
123470 <– m
123490 <– bottom

In diesem Bild sehen wir 2 Stack Frames: einen im Bereich 123434 bis 123454 für die Funktion f und einen im Bereich 123458 bis 123470 für die Funktion g.

Gar nicht so schwierig, oder?

Bleiben noch die beiden nicht erklärten Speicherzeilen. In der Zeile, auf welche der aktuelle ebp verweist, ist der ebp-Wert der aufrufenden Funktion gespeichert. Dieser Wert wird vom Prozessor benötigt, um nach dem Ende einer Funktion den Wert des ebp-Registers im Kontext der aufrufenden Funktion wiederherzustellen. Die Speicherzeile hinter dem so abgelegten ebp-Wert enthält dagegen die Adresse der Anweisung, welche nach dem Ende der aktuellen Funktion ausgeführt werden soll – die sogenannte Rücksprungadresse. Nach dem Ende einer Funktion muss der Program Counter (also das Register, welches auf die nächste auszuführende Anweisung verweist) lediglich auf den in dieser Zeile gespeicherten Wert gesetzt werden, um mit dem Programmablauf an der Stelle vor dem Aufruf fortzufahren.

Und warum nun ausgerechnet 4 Zellen pro Zeile? Auch das ist einfach erklärt. Eine Zelle kann auf regulären Rechnern 8 Bit fassen – ein Byte. 4 Zellen entsprechen also 4 Bytes oder 32 Bit; 32 Bit ist aber die Grundlage vieler aktueller Betriebssysteme (weswegen wir auch in einigen Jahren da ein nettes kleines Problem bekommen können) und die meisten Werte während eines Programmablaufes passen genau in 4 Bytes oder Vielfache davon hinein – daher auch die entsprechende Darstellung. Auf 64-Bit-Systemen würden 8 Zellen (entsprechend 8 Bytes oder 64 Bit) für die Darstellung verwendet werden; für die Verwaltung des Stacks gibt es dort auch 2 eigene Register, nämlich rsp (entspricht dem esp unter 32 Bit) und rbp (entspricht dem ebp unter 32 Bit).

1 / 2 / 3

Kommentare (11)

  1. #1 rolak
    April 25, 2013

    Der zentrale Mechanismus zum Verwalten von Variablendeklarationen ist der Stack

    Zum Verwalten des _Speicherbedarfs_ der _nicht-statischen/-globalen_ Variablen

    Stack .. von fester Größe

    Jein. Typischerweise ja, aber nicht aus Prinzip – immerhin sind die Mechanismen zur Erweiterung von Stack (nach ‘unten’) und Heap (nach ‘oben’) und andersrum spätestens seit dem 386er cpu-unterstützt. Daß sich typische 08/15-Compiler weigern, solche Möglichkeiten umzusetzen, sollte kein Argument sein – immerhin habe (nicht nur) ich derart flexible Programme geschrieben 😉

    die Adresse der Speicherzelle, bis zu welcher der Stack bisher schon gewachsen ist

    (wg ebp/esp:) zumindest beim x86 zeigt esp auf das nächste freie Byte, also Dein Wert +1.

    Das mit dem alignment (ich hoffe nicht vorzugreifen) könnte etwas genauer formuliert werden: n=(1,2,4,8,..,wordsize)-Byte-Daten sollten zur Vermeidung einer Zeitstrafe an Adressen (adr mod n)=0 gelegt werden, daraus zwingenderweise folgend sollte die Größe des gesamten local block immer 0 mod wordsize sein. Mit den Fusseln (heutzutage 1- und 2-Byte-Werte) können dann die Lücken gefüllt werden, state of the art: Immer wieder (wie auch der Rest).

    Jetzt könnte eigentlich der Untergangszug anrollen mit seinem Buffer-Overflow — immerhin ist nunmehr schön zu sehen, wie bei


    retadr
    ebp: ebp_b4
    intarr(2)
    intarr(1)
    intarr(0)
    esp:

    vermittels “intarr(4)=da_will_ich_hin” eine Umleitung implementiert wird (wenn es denn so einfach wäre).

    Die Ungnade der frühen Geburt — solch wesentliches (insbesondere cpu-spezifisches) Wissen bekam ich in meiner Anfangszeit bestenfalls über die Fernleihe, ansonsten unter der Hand als Kopie {von Kopie}* (selbstverständlich Papierkopien mit wachsendem Grauschleier).

  2. #2 rolak
    April 25, 2013

    also doch &nbsp;… 🙁 das pre-tag wird gefressen

  3. #3 DeLuRo
    April 25, 2013

    das pre-tag wird gefressen

    Blog-Autoren mit “Rechten” scheinen privilegiert zu sein – bei Marcus hatte es geklappt.
    Das Experiment von Marcus mit demselben Code wie in Teil 5:
    Dies
    ist
    ein
    Test

    Was kommt bzgl. Linksbündigkeit raus?

  4. #4 DeLuRo
    April 25, 2013

    anders schaut’s aus, nämlich nach links gequetscht — was die Annahme bestätigt: man muss Rechte haben, damit’s rechts bleibt… 🙂

  5. #5 rolak
    April 25, 2013

    Die Einrückung ist halb-lebendig aka zombiesk: Luur ens, DeLuRo, im feed leben sie, hier nicht.

  6. #6 Marcus Frenkel
    April 25, 2013

    @rolak

    Zum Verwalten des _Speicherbedarfs_ der _nicht-statischen/-globalen_ Variablen

    Beim Speicherbedarf gehe ich mit, das ist im Artikel etwas ungenau geschrieben. Statische/globale Variablen dürften meines Wissens aber auch auf dem Stack liegen.

    Stack .. von fester Größe

    Jein. Typischerweise ja, aber nicht aus Prinzip – immerhin sind die Mechanismen zur Erweiterung von Stack (nach ‘unten’) und Heap (nach ‘oben’) und andersrum spätestens seit dem 386er cpu-unterstützt. Daß sich typische 08/15-Compiler weigern, solche Möglichkeiten umzusetzen, sollte kein Argument sein – immerhin habe (nicht nur) ich derart flexible Programme geschrieben

    Dass sich der vom OS zugewiesene Stack-Bereich dynamisch zur Laufzeit vergrößern lässt, wäre mir neu (Heap zählt nicht). Gibt es dazu eine Quelle?

    die Adresse der Speicherzelle, bis zu welcher der Stack bisher schon gewachsen ist

    (wg ebp/esp:) zumindest beim x86 zeigt esp auf das nächste freie Byte, also Dein Wert +1.

    Das ist im Artikel wohl etwas missverständlich formuliert. Die Abbildungen sollten es aber klarer machen.

    @Thema pre-Tag
    Ja, da habe ich auch keine Ahnung, was da los ist. Wenn sich jemand mit WordPress und diesem Thema auskennt…immer her mit den Informationen.

  7. #7 michael
    April 26, 2013

    > Der Speicherbereich des Stacks an sich kann also weder wachsen noch schrumpfen

    man setrlimit:

    ….
    RLIMIT_STACK
    The maximum size of the process stack, in bytes. Upon reaching
    this limit, a SIGSEGV signal is generated. To handle this sig‐
    nal, a process must employ an alternate signal stack (sigalt‐
    stack(2)).

    aber nicht über konfigurierte hard limits hinweg.
    http://linux.die.net/man/5/limits.conf

  8. #8 rolak
    April 26, 2013

    auch auf dem Stack

    et ceterum censeo: Nö. Das typische Speicher-Layout in einer adressflachen Umgebung dürfte so aussehen:
    0:        code¹
    dat0:     compiletime known data values¹ ²
              uninitialized data
    heap0:    heap
    heapmax:  -unused gap-
    stacklow: stack
    stackhi:  end-of-mem ($F...F)

    wobei die Teile mit ¹ mehr oder weniger 1:1 aus dem executable geladen werden, die mit ² Konstanten mit Speicherabbild (strings et al) oder initialisierte Variablen sind.

    Gibt es dazu eine Quelle?

    Aber sicher doch – allerdings werde ich (ganz speziell um diese Tageszeit) nicht Seite und Abbildungs# heraussuchen. Bei Intels zu Hause gibt es die IA-32 Architectures Software Developer’s Manuals; eine bis aufs Grausamste detaillierte Aufdröselung des historisch gewachsenen und daher grotesk strukturierten segment/page/tss/..-selectors findet sich meines Wissens nach in #3. Der ‘unused gap’ aus dem ‘Bildchen’ oben sind keine real existierenden Speicherseiten zugewiesen, ein Zugriff löst einen trap aus, die auffangende proc kann -falls gewünscht- Seiten hinzufügen, egal ob nun bei Stack oder Heap. Mir ist so, als wäre in einem dieser Selektoren sogar die Wuchsrichtung (auf, ab) der Adressierung vermerkt.
    Der Stackcheck der Compiler bzw deren RTL ist ja nur ein Vergleich der Art ‘Ist (esp-wanted)>stacklow)?’, der durch Änderung der initialisierten Variable stacklow angepaßt wird.

    WordPress … immer her

    Ist wohl eine Filtereigenschaft des Textfensterchens, ob die von euch Subusern geändert werden kann, ist fraglich. Jetzt, da man es weiß, läßt es sich umgehen – hatte ich schon früher notiert, es aber wg Deines Tests allzu früh wieder verworfen.
    Außerdem werde ich mich erst im Laufe des Jahres genötigt sehen, WP näher und intensiver kennenzulernen.

     

  9. #9 Marcus Frenkel
    April 26, 2013

    @rolak

    Das typische Speicher-Layout in einer adressflachen Umgebung dürfte so aussehen:

    Ah, gerade im Netz gefunden; sie liegen im data segment. Wieder was gelernt.

    @michael
    Danke für den Hinweis, das kannte ich auch nicht. Sagt aber, dass für unprivilegierte Prozesse das harte Limit fest ist – passt ja fast zum Text. 😉
    Ich passe ihn etwas an.

  10. #10 CM
    April 27, 2013

    Mir geht die Verbindung zu C++ nicht so ganz auf – abgesehen davon natürlich, daß man C-like mit Speicheradressen jonglieren kann, wenn man möchte. Kann mich jemand (oder der nächste Post) erleuchten?

  11. #11 Marcus Frenkel
    April 27, 2013

    @CM
    Es gibt in diesem Artikel keine direkte Verbindung explizit zu C++; das ist ein Grundlagenartikel, der das Verständnis späterer Techniken (insbesondere die Pointer) leichter verständlich machen soll.