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棧（Stack）是計(jì)算機(jī)內(nèi)存中的一種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，用于保存函數(shù)調(diào)用中的參數(shù)和局部變量等信息。但是，棧在實(shí)現(xiàn)過程中存在缺陷，即棧溢出（Stack Overflow），也就是在?？臻g中寫入超過其分配空間的數(shù)據(jù)。攻擊者可以利用這個(gè)漏洞實(shí)現(xiàn)棧溢出攻擊。而Linux系統(tǒng)是這類棧溢出攻擊的主要受害者，因此本文將深入探討Linux經(jīng)典棧溢出攻擊的實(shí)現(xiàn)原理和防范方法。
在成都網(wǎng)站設(shè)計(jì)、成都做網(wǎng)站過程中，需要針對客戶的行業(yè)特點(diǎn)、產(chǎn)品特性、目標(biāo)受眾和市場情況進(jìn)行定位分析，以確定網(wǎng)站的風(fēng)格、色彩、版式、交互等方面的設(shè)計(jì)方向。創(chuàng)新互聯(lián)公司還需要根據(jù)客戶的需求進(jìn)行功能模塊的開發(fā)和設(shè)計(jì)，包括內(nèi)容管理、前臺(tái)展示、用戶權(quán)限管理、數(shù)據(jù)統(tǒng)計(jì)和安全保護(hù)等功能。
一、棧溢出攻擊原理
我們需要了解一些基礎(chǔ)概念。
1.1 調(diào)用棧
當(dāng)一個(gè)函數(shù)被調(diào)用時(shí)，它的程序參數(shù)存儲(chǔ)在棧中的一部分內(nèi)存中，同時(shí)在棧的頂部存儲(chǔ)了該函數(shù)的返回地址，也就是說當(dāng)該函數(shù)執(zhí)行完畢之后會(huì)返回到該地址處繼續(xù)執(zhí)行。調(diào)用棧是這樣的一個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，調(diào)用函數(shù)時(shí)使用，當(dāng)函數(shù)返回時(shí)撤銷之前的函數(shù)調(diào)用。
1.2 棧溢出
當(dāng)向一個(gè)緩沖區(qū)寫入超過其本身容量的數(shù)據(jù)時(shí)，數(shù)據(jù)就會(huì)覆蓋那個(gè)緩沖區(qū)后面的內(nèi)存地址。如果這個(gè)被寫入的位置正好是調(diào)用棧元素的位置，那么就會(huì)覆蓋這個(gè)調(diào)用棧上的棧幀（Stack Frame）中的數(shù)據(jù)，同時(shí)也會(huì)覆蓋存儲(chǔ)在棧中的返回地址。由此，攻擊者就可以在函數(shù)返回時(shí)跳轉(zhuǎn)到自己編寫的代碼中去執(zhí)行，從而完全控制程序的執(zhí)行流程。
一旦攻擊者控制了程序的執(zhí)行流程，他就可以做任何事情，例如啟動(dòng)后門程序、讀取機(jī)密文件、改變環(huán)境變量、執(zhí)行任意代碼等等。由于棧溢出是一種常見的漏洞類型，惡意攻擊者利用棧溢出攻擊常常能夠成功。
1.3 棧溢出攻擊的實(shí)現(xiàn)方式
基本原理已經(jīng)解釋清楚了，攻擊者實(shí)現(xiàn)這么一個(gè)棧溢出攻擊的方法通常有兩種：
1.3.1 覆蓋函數(shù)返回地址
攻擊者通過覆蓋棧上的返回地址，使得當(dāng)前函數(shù)執(zhí)行完成時(shí)會(huì)跳轉(zhuǎn)到攻擊者編寫的代碼處繼續(xù)執(zhí)行。這個(gè)方法實(shí)現(xiàn)起來比較簡單，只要知道棧幀的大小，計(jì)算出攻擊者的代碼地址就可以，因?yàn)樘D(zhuǎn)地址就是覆蓋掉的返回地址。
1.3.2 利用shellcode
Shellcode可以看作是一段正常的程序，但是它的目標(biāo)是執(zhí)行攻擊者想要的命令。攻擊者可以在棧溢出時(shí)把shellcode放入到棧緩沖區(qū)中，然后同時(shí)覆蓋掉返回地址，這樣函數(shù)執(zhí)行完畢時(shí)就會(huì)跳轉(zhuǎn)到這個(gè)shellcode執(zhí)行攻擊者編寫的程序，這種方式在繞過程序棧非執(zhí)行區(qū)域的保護(hù)措施上比較有用。
二、Linux下的棧溢出攻擊
Linux系統(tǒng)是一種受到極大威脅的操作系統(tǒng)。因此，對于Linux下的棧溢出攻擊，我們需要重點(diǎn)關(guān)注以下幾點(diǎn)。
2.1 編譯器優(yōu)化引起的問題
Ubuntu發(fā)行版下，gcc 5 開始默認(rèn)啟用了棧保護(hù)技術(shù)，即在棧上加入了一段特定的隨機(jī)值作為stack canary，用于在函數(shù)返回時(shí)防止棧被破壞，這樣就可以一定程度上防止棧溢出攻擊。當(dāng)棧被修改時(shí)，會(huì)觸發(fā) stack canary 檢查，導(dǎo)致程序異常終止。
但是，在編寫某些特定類型程序時(shí)，利用未經(jīng)驗(yàn)證的用戶輸入，或者字符串格式化等可疑操作時(shí)，這種技術(shù)可能未能及時(shí)發(fā)現(xiàn)棧溢出攻擊，同時(shí)這種技術(shù)對程序帶來的額外負(fù)荷也是不能忽略的。
2.2 代碼注入
代碼注入通常是通過覆蓋函數(shù)棧幀返回地址的方法實(shí)現(xiàn)的。在覆蓋函數(shù)返回地址時(shí)，攻擊者可以將指向攻擊者編寫的惡意代碼的地址寫入該位置。當(dāng)緩沖區(qū)溢出時(shí)，程序就會(huì)跳轉(zhuǎn)到惡意代碼，并執(zhí)行該代碼。這種攻擊方法幾乎可以越過任何內(nèi)存保護(hù)，從而成為Linux系統(tǒng)下更受歡迎的攻擊類型之一。
2.3 思考：是否需要編寫地址
上文提到的棧溢出攻擊，常常需要覆蓋函數(shù)棧幀中的返回地址，其中最重要的是攻擊者需要知道攻擊代碼的地址。另外一種思路是直接使用已經(jīng)存在的函數(shù)的地址（終止器函數(shù)）將代碼放入堆棧上，從而在下次調(diào)用時(shí)執(zhí)行該代碼。這種方法不需要知道惡意代碼的地址，因此會(huì)比較高效。這種方法跟之前的方法一樣，同時(shí)也是比較受歡迎的棧溢出攻擊方式，特別是在堆棧上跳轉(zhuǎn)到快速終止器函數(shù)調(diào)用的時(shí)候。
三、防范棧溢出攻擊的方法
3.1 棧保護(hù)技術(shù)
很多操作系統(tǒng)現(xiàn)在都提供了一種在棧中加入 stack canary 的保護(hù)機(jī)制。這種機(jī)制會(huì)在棧中添加一個(gè)隨機(jī)數(shù)，隨機(jī)數(shù)的值只有在函數(shù)返回時(shí)才能計(jì)算出來。這個(gè)隨機(jī)數(shù)會(huì)被保存在一次返回的信息中，因此，如果在返回時(shí)該值被修改了，那么程序就會(huì)中斷執(zhí)行，從而避免了棧溢出攻擊的發(fā)生。
3.2 編譯器選項(xiàng)
編譯器有一些選項(xiàng)可以使得棧更安全，比如可以讓編譯器自動(dòng)尋找可疑的緩沖區(qū)、強(qiáng)制編譯器檢測函數(shù)調(diào)用的大小。
3.3 堆棧空間初始化
很多攻擊者利用指針未被初始化的漏洞來實(shí)現(xiàn)棧溢出攻擊，因此，適當(dāng)?shù)某跏蓟兞糠浅Ｓ斜匾Ｔ谝恍└呒?jí)語言中則更為自動(dòng)化，例如 Java、Python、C# 等高級(jí)語言會(huì)將變量自動(dòng)置為 null 或 0。
3.4 輸入驗(yàn)證
正常的輸入應(yīng)該被驗(yàn)證其完整性和大小，并且需要確保不會(huì)造成過度的數(shù)據(jù)輸入。同時(shí)，輸入驗(yàn)證還可以保證程序在運(yùn)行期間不會(huì)出現(xiàn)意外溢出。
3.5 限制系統(tǒng)權(quán)限
操作系統(tǒng)不需要 root 權(quán)限就可以對程序進(jìn)行控制和執(zhí)行，因此操作系統(tǒng)對程序所屬的用戶、資源的權(quán)限等方面的控制也是很重要的。
對于棧溢出攻擊方面，Linux系統(tǒng)并沒有真正解決這個(gè)問題，因此，良好的程序設(shè)計(jì)、開發(fā)和實(shí)施安全措施是保護(hù) Linux 系統(tǒng)的更佳方法。希望今天的文章能夠?yàn)榇蠹伊私?Linux 系統(tǒng)棧溢出攻擊提供一些參考，同時(shí)也幫助大家更好地應(yīng)對這種致命漏洞。
相關(guān)問題拓展閱讀：
- linux系統(tǒng)中線程同步實(shí)現(xiàn)機(jī)制有哪些
- Linux 進(jìn)程棧和線程棧的區(qū)別
- 請問 怎樣分別查看windows系統(tǒng)與Linux系統(tǒng)的?？臻g大?。?/li>
linux系統(tǒng)中線程同步實(shí)現(xiàn)機(jī)制有哪些
LinuxThread的線程機(jī)制
LinuxThreads是目前Linux平臺(tái)上使用最為廣泛的線程庫，由Xavier Leroy () 負(fù)責(zé)開發(fā)完成，并已綁定在GLIBC中發(fā)行。它所實(shí)現(xiàn)的就是基于核心輕量級(jí)進(jìn)程的”一對一”線程模型，一個(gè)線程實(shí)體對應(yīng)一個(gè)核心輕量級(jí)進(jìn)程，而線程之間的 管理在核外函數(shù)庫中實(shí)現(xiàn)。
1.線程描述數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)及實(shí)現(xiàn)限制
LinuxThreads定義了一個(gè)struct _pthread_descr_struct數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來描述線程，并使用全局?jǐn)?shù)組變量 __pthread_handles來描晌胡基述和引用進(jìn)程所轄線程。在__pthread_handles中的前兩項(xiàng)，LinuxThreads定義了兩個(gè)全 局的系統(tǒng)線程：__pthread_initial_thread和__pthread_manager_thread，并用 __pthread_main_thread表征__pthread_manager_thread的父線程（初始為 __pthread_initial_thread）。
struct _pthread_descr_struct是一個(gè)雙環(huán)鏈表結(jié)構(gòu)，__pthread_manager_thread所在的鏈表僅包括它 一個(gè)元素，實(shí)際上，__pthread_manager_thread是一個(gè)特殊線程，LinuxThreads僅使用了其中的errno、p_pid、 p_priority等三個(gè)域。而__pthread_main_thread所在的鏈則將進(jìn)程中所有用戶線程串在了一起。經(jīng)過一系列 pthread_create()之后形成的__pthread_handles數(shù)組將如下圖所示：
圖2 __pthread_handles數(shù)組結(jié)構(gòu)
新創(chuàng)建的線程將首先在__pthread_handles數(shù)組中占據(jù)一項(xiàng)，然后通過數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中的鏈指針連入以__pthread_main_thread為首指針的鏈表中。這個(gè)鏈表的使用在介紹線程的創(chuàng)建和釋放的時(shí)候?qū)⑻岬健?/p>
LinuxThreads遵循POSIX1003.1c標(biāo)準(zhǔn)，其中對線程庫的實(shí)現(xiàn)進(jìn)行了一些范圍限制，比如進(jìn)程更大線程數(shù)，線程私有數(shù)據(jù)區(qū)大小等等。在 LinuxThreads的實(shí)現(xiàn)中，基本遵循這些限制，但也進(jìn)行了一定的改動(dòng)，改動(dòng)的趨勢是放松或者說擴(kuò)大這些限制，使編程更加方便。這些限定宏主要集中 在sysdeps/unix/sysv/linux/bits/local_lim.h（不同平臺(tái)使用的文件位置不同）中，包括如下幾個(gè)：
每進(jìn)程的私有數(shù)據(jù)key數(shù)，POSIX定義_POSIX_THREAD_KEYS_MAX為128，LinuxThreads使用 PTHREAD_KEYS_MAX，1024；私有數(shù)據(jù)釋放時(shí)允許執(zhí)行的操作數(shù)，LinuxThreads與POSIX一致，定義 PTHREAD_DESTRUCTOR_ITERATIONS為4；每進(jìn)程的線程數(shù)，POSIX定義為64，LinuxThreads增大到1024 （PTHREAD_THREADS_MAX）；線程運(yùn)行棧最小空間大小，POSIX未指定，LinuxThreads使用 PTHREAD_STACK_MIN，16384（字節(jié)）。
2.管理線程
“一對一”模型的好處之一是線程的調(diào)度由核心完成了，而其他諸如線程取消、線程間的同步等工作，宴謹(jǐn)都是在核外線程庫中完成的。在LinuxThreads 中，專門為每一個(gè)進(jìn)程構(gòu)造了一個(gè)管理線程，負(fù)責(zé)處理線程相關(guān)的管理工作。當(dāng)進(jìn)程之一次調(diào)用pthread_create()創(chuàng)建一個(gè)線程的時(shí)候就會(huì)創(chuàng)建 （__clone()）并啟動(dòng)管理線程。
在一個(gè)進(jìn)程空間內(nèi)，管理線程與其他線程之間通過一對”管理管道（manager_pipe）”來通訊，該管道在創(chuàng)建管理線程之前創(chuàng)建，在成功啟動(dòng) 了管理線程之后，管理管道的讀端和寫端分別做姿賦給兩個(gè)全局變量__pthread_manager_reader和 __pthread_manager_request，之后，每個(gè)用戶線程都通過__pthread_manager_request向管理線程發(fā)請求， 但管理線程本身并沒有直接使用__pthread_manager_reader，管道的讀端（manager_pipe）是作為__clone ()的參數(shù)之一傳給管理線程的，管理線程的工作主要就是監(jiān)聽管道讀端，并對從中取出的請求作出反應(yīng)。
創(chuàng)建管理線程的流程如下所示：
（全局變量pthread_manager_request初值為-1）
圖3 創(chuàng)建管理線程的流程
初始化結(jié)束后，在__pthread_manager_thread中記錄了輕量級(jí)進(jìn)程號(hào)以及核外分配和管理的線程id， 2*PTHREAD_THREADS_MAX+1這個(gè)數(shù)值不會(huì)與任何常規(guī)用戶線程id沖突。管理線程作為pthread_create()的調(diào)用者線程的 子線程運(yùn)行，而pthread_create()所創(chuàng)建的那個(gè)用戶線程則是由管理線程來調(diào)用clone()創(chuàng)建，因此實(shí)際上是管理線程的子線程。（此處子 線程的概念應(yīng)該當(dāng)作子進(jìn)程來理解。）
__pthread_manager()就是管理線程的主循環(huán)所在，在進(jìn)行一系列初始化工作后，進(jìn)入while(1)循環(huán)。在循環(huán)中，線程以2秒為 timeout查詢（__poll()）管理管道的讀端。在處理請求前，檢查其父線程（也就是創(chuàng)建manager的主線程）是否已退出，如果已退出就退出 整個(gè)進(jìn)程。如果有退出的子線程需要清理，則調(diào)用pthread_reap_children()清理。
然后才是讀取管道中的請求，根據(jù)請求類型執(zhí)行相應(yīng)操作（switch-case）。具體的請求處理，源碼中比較清楚，這里就不贅述了。
3.線程棧
在LinuxThreads中，管理線程的棧和用戶線程的棧是分離的，管理線程在進(jìn)程堆中通過malloc()分配一個(gè)THREAD_MANAGER_STACK_SIZE字節(jié)的區(qū)域作為自己的運(yùn)行棧。
用戶線程的棧分配辦法隨著體系結(jié)構(gòu)的不同而不同，主要根據(jù)兩個(gè)宏定義來區(qū)分，一個(gè)是NEED_SEPARATE_REGISTER_STACK，這個(gè)屬 性僅在IA64平臺(tái)上使用；另一個(gè)是FLOATING_STACK宏，在i386等少數(shù)平臺(tái)上使用，此時(shí)用戶線程棧由系統(tǒng)決定具置并提供保護(hù)。與此同 時(shí)，用戶還可以通過線程屬性結(jié)構(gòu)來指定使用用戶自定義的棧。因篇幅所限，這里只能分析i386平臺(tái)所使用的兩種棧組織方式：FLOATING_STACK 方式和用戶自定義方式。
在FLOATING_STACK方式下，LinuxThreads利用mmap()從內(nèi)核空間中分配8MB空間（i386系統(tǒng)缺省的更大棧空間大小，如 果有運(yùn)行限制（rlimit），則按照運(yùn)行限制設(shè)置），使用mprotect()設(shè)置其中之一頁為非訪問區(qū)。該8M空間的功能分配如下圖：
圖4 棧結(jié)構(gòu)示意
低地址被保護(hù)的頁面用來監(jiān)測棧溢出。
對于用戶指定的棧，在按照指針對界后，設(shè)置線程棧頂，并計(jì)算出棧底，不做保護(hù)，正確性由用戶自己保證。
不論哪種組織方式，線程描述結(jié)構(gòu)總是位于棧頂緊鄰堆棧的位置。
4.線程id和進(jìn)程id
Linux 進(jìn)程棧和線程棧的區(qū)別
進(jìn)程好比公交車，線程好比公交車上的人。。 一個(gè)進(jìn)程可以包含多個(gè)線程，頌差當(dāng)然也可以只有一個(gè)磨消線程，野游皮就是司機(jī)。。線程是任務(wù)調(diào)度單位，因?yàn)檫@更方便。進(jìn)程 更多的是提供資源，比如進(jìn)程的地址空間，所有的線程都運(yùn)行在該 進(jìn)程的地址空間里
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轉(zhuǎn) Linux 進(jìn)程棧和線程棧的區(qū)別
地獄的烈火
發(fā)布時(shí)間: 2023/05/25 01:10
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注：本文所涉及的環(huán)境為Linux， 下文討論的棧跟內(nèi)核棧，沒有任何的關(guān)系，關(guān)于內(nèi)核棧，請參考《深入Linux內(nèi)核架構(gòu)前悄》中的2.4.1 進(jìn)程復(fù)制
這頃信里有如下幾個(gè)問題，線程棧的空間是開辟在那里的？ 線程棧之間可以互訪嗎？為什么在使用pthread_attr_setstack函數(shù)時(shí)，需要設(shè)置棧的大小，而進(jìn)程task_struct的 mm_struct *mm 成員中卻并沒有卻并沒有stack_size這個(gè)成員項(xiàng)，怎么保存的棧大小呢？
進(jìn)程棧：
進(jìn)程用戶空間的管理在task_struct 的mm_struct *mm成員中體現(xiàn)， mm中的成員定義了用戶空間的布局情況如圖一。 用戶空間的棧起始于STACK_TOP， 如果設(shè)置了PF_RANDOMIZE，則起始點(diǎn)會(huì)減少一個(gè)小的隨機(jī)量，每個(gè)體系結(jié)構(gòu)都必須定義STACK_TOP, 大多數(shù)都設(shè)置為TASK_SIZE, 在32位機(jī)上該值為0XC。經(jīng)過隨機(jī)處理后，進(jìn)程棧的起始地址將存放在mm->start_stack中，可以通過cat /proc/xxx/stat 查看慧乎渣。
如圖一，棧從上而下擴(kuò)展，而用于內(nèi)存映射的區(qū)域起始于mm->mmap_base, mm->mmap_base通過調(diào)用mmap_base函數(shù)來初始化，為了確保棧不與mmap區(qū)域不發(fā)生沖突，兩者之間設(shè)置了一個(gè)安全間隙。mmap_base函數(shù)源代碼如下：
#define MIN_GAP (128*1024*1024)
#define MAX_GAP (TASK_SIZE/6*5)
static inline unsigned long mmap_base(struct mm_struct *mm)
{
unsigned long gap = current->signal->rlim.rlim_cur; // rlim_cur 默認(rèn)為，及8M， 可以使用 getrlimit(RLIMIT_STACK, &limit) 查看
unsigned long random_factor = 0;
if (current->flags & PF_RANDOMIZE)
random_factor = get_random_int() % (1024*1024);
if (gap MAX_GAP) // 棧的更大空間為TASK_SIZE/6*5, 及2.5G
gap = MAX_GAP;
return PAGE_ALIGN(TASK_SIZE – gap – random_factor); // 通過保留random_factor空間大小的間隙來防止棧溢出
}
圖 一 IA-32計(jì)算機(jī)上虛擬地址空間的布局
線程棧：
線程包含了表示進(jìn)程內(nèi)執(zhí)行環(huán)境必需的信息，其中包括進(jìn)程中標(biāo)示線程的線程ID，一組寄存器值，棧，調(diào)度優(yōu)先級(jí)和策略， 信號(hào)屏蔽字，errno變量以及線程私有數(shù)據(jù)。進(jìn)程的所有信息對該進(jìn)程的所有線程都是共享的，包括可執(zhí)行的程序文本，程序的全局內(nèi)存和堆內(nèi)存，棧以及文件描述符，所以線程的mm_struct *mm指針變量和所屬進(jìn)程的mm指針變量相同。
在創(chuàng)建線程的時(shí)候，可以通過pthread_attr_t來初始化線程的屬性，包括線程的棧布局信息，如棧起始地址stackaddr, 棧大小stacksize。 具體需要通過方法
int pthread_attr_setstack(pthread_attr_t *attr, void *stackaddr, size_t stacksize);
// 注：stackaddr 指向?yàn)樵摼€程開辟的空間，該空間可以使用malloc或者mmap來開辟，而不能來自進(jìn)程的棧區(qū)。開辟的stackaddr所指向的動(dòng)態(tài)空間需要自己負(fù)責(zé)釋放。
當(dāng)然也可將線程棧的空間管理交給系統(tǒng)，如果想改變系統(tǒng)默認(rèn)的棧大小8MB，可以通過
int pthread_attr_setstacksize(pthread_attr_t *attr, size_t stacksize);
// 注：stacksize最小值為16384，單位為字節(jié)
由上面的API接口，可以得到，線程棧的stacksize是保存在pthread_attr_t中的，可以通過人為的指定，也可以通過在創(chuàng)建線程的時(shí)候讀取系統(tǒng)的配置文件來初始化stacksize，當(dāng)初始化完棧的起始地址，和大小后，便可以通過
int pthread_attr_setguardsize(pthread_attr_t *attr, size_t guardsize);
來初始化線程棧末尾之后用以避免棧溢出的緩沖區(qū)的大小，如果應(yīng)用程序溢出到此緩沖區(qū)中，這個(gè)錯(cuò)誤可能會(huì)導(dǎo)致 SIGSEGV 信號(hào)被發(fā)送給該線程, 從而造成段錯(cuò)誤，緩沖區(qū)默認(rèn)設(shè)置為PAGESIZE個(gè)字節(jié)。因?yàn)榫€程的mm->start_stack和所屬進(jìn)程相同，所以線程棧的起始地址并沒有存放在task_struct中，應(yīng)該只是使用attr中的stackaddr，來初始化task_struct->thread-> sp（sp指向struct pt_regs對象，該結(jié)構(gòu)體用于保存用戶進(jìn)程或者線程的寄存器現(xiàn)場）。
請問 怎樣分別查看windows系統(tǒng)與Linux系統(tǒng)的?？臻g大??？
linux和windows下同樣的文件或文件夾的大小有什么區(qū)別1.window下文件夾不算大小，linux下文件夾要算大小2.兩個(gè)系統(tǒng)下的文件系統(tǒng)可能不一樣，不同的文件系統(tǒng)，blocksize可能不一樣。blocksize不一樣，文件占用的磁盤空間可能就不一樣。不同操作系統(tǒng)下查看blocksize的命令：AIX：lsfs -q /u01 Windows：fsutil fsinfo ntfsinfo c:linux：tune2fs -l /dev/sda1 3.window和弊衡linux下，文本文件租頌做的換行符不同，windows下是/n/r，linux下是/n。當(dāng)使用FTP傳輸文本文件時(shí)，默認(rèn)會(huì)進(jìn)行換行符的轉(zhuǎn)換，造成傳輸前后文件大小不一致。4.要確認(rèn)看到的文件大小是指文件本身的櫻數(shù)大小，還是文件占用的磁盤空間的大小，兩者概念不同。
linux 下：
終端輸入命令：ulimit -a
這一行就是，大概8M：stack size(kbytes, -s) 8192
windows下：
好像沒正衡有命令可以查看，但是可以通過遞歸調(diào)用函數(shù)，使其首清源溢出來查看棧者態(tài)大?。?/p>
#include
void fun()
{
int a;
printf(“%p\n”,&a);
fun();
}
int main(void)
{
fun();
return 0;
}
首先，在fun()函數(shù)中的fun();處，打個(gè)斷點(diǎn)，得到a的
然后，去掉斷點(diǎn)，運(yùn)行，直到棧溢出，致使程序崩潰，得到最后一個(gè)a的
兩個(gè)地址相減，即為棧的大?。杭s為 ：1M
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