1. 內核棧的分配，即thread_info的分配，是在do_fork->dup_task_struct中分配（默認為2個pages），並賦值給task_struct->stack；
2. 用戶棧的分配分兩種：
一是pthread create會事先mmap分配好用戶棧，傳給do_fork->copy_thread：用戶棧起始地址會賦值給pt_regs->sp，接着設置內核棧底p->thread.cpu_context.sp = (unsigned long)childregs；
二是fork時，借用了父進程的線程棧，若ret_from_user后應用層調用了exec->do_execuveat_common->exe_binprm->search_binary_handler->load_elf_binary->set_arg_pages，重新分配用戶棧，接着調用start_thread配置pt_regs；
3. 內核態（SVC模式）下的寄存器上下文存放位置：task_struct的thread成員，類型為struct thread_struct；
4. 用戶態（非異常模式）下的寄存器上下文存放位置：內核棧的底部。可如此獲取（task_pt_regs(task_struct)）：struct task_struct的stack成員指向struct thread_info，thread_info即為內核棧的起始地址，thread_info+內核棧的固定大小（2 page），即為struct pt_regs的結束地址，pt_regs即為用戶態寄存器上下文的存放位置；
5. thread_info的task成員指向task_struct結構體；
6. 進程切換只會發生在內核態，即進程切換只需要考慮內核態的寄存器上下文切換，見schedule->__schedule->switch_to->cpu_switch_to中，將當前的regs保存到current->thread->context，同時恢復nex taskt的regs；
7. 發生系統調用/異常時，需要保存用戶態/內核態的寄存器上下文，此時通過kernel_entry，將用戶態/內核態的regs保存於異常模式的棧中，當異常完成后，調用kernel_exit，將用戶態/內核態的regs恢復；
綜上，只要知道了task_struct，即可知道內核棧的起始地址（即thread_info=task_struct->stack），也知道了內核態的寄存器上下文（即task_struct->thread->context）；同時，也知道了用戶態寄存器上下文（即task_struct->stack+kthread_stack_size-sizeof(pt_regs)），從而知道用戶棧的當前地址（即pt_regs->sp）