51微控制器的模擬棧(模擬棧/可重入棧)
51微控制器的模擬棧(模擬棧/可重入棧)
51微控制器的模擬棧(又叫模擬棧、或者可重入棧)。
首先來看，51的系統棧(又叫系統棧，或者硬體棧)，就是SP所指向的棧，他是一個滿增棧(註釋1)，位於片內RAM的128 bytes之中，上電之後系統堆疊指標SP的初值等於多少呢?這個要從51的啟動檔案來分析，啟動檔案中有這樣的彙編程式碼：
?STACK SEGMENT IDATA ;定義一個片內資料段，段名：?STACK
RSEG ?STACK ;選擇之前定義過的一個可重定位的段?STACK，下面的彙編語句將會被放置到該段，直到遇到下一個段定位指令，例如CSEG/RSEG。
DS 1 ;預留儲存區命令。宣告先佔用一個位元組的空間，在編譯時，這個預留的空間不會被其他變數所使用。在這裡的意義是，給硬體棧分配1個byte(實際這樣是有問題的，應該為硬體棧預留更多空間)
還有：
MOV SP,#?STACK-1
由上可見，SP被初始化為#?STACK-1，在#?STACK地址處，DS指令預留了N個位元組的空間，這些空間就是硬體棧的空間
但啟動檔案的程式碼中，DS 1相當於只給硬體棧預留了1個位元組，這實際上會出問題，原因如下：片內RAM中會有多個數據段，只要使用XX SEGMENT IDATA指令即可在片內RAM中宣告一個數據段XX，如果整個工程程式中，聲明瞭多個數據段，?STACK資料段就只是片內RAM中眾多資料段中的一個，如果只給?STACK段預留1個位元組，而?STACK資料段後面又有別的資料段，那麼我們的硬體棧就只有1個位元組了，一旦發生中斷，CPU暫存器自動入棧立即導致棧溢位，溢位後踩了別的變數的記憶體，程式基本崩潰;對於這個問題，keil是這樣處理的：keil在連結階段總是把?STACK資料段連結為片內RAM中的最後一個數據段，即使我們只給他預留了1個位元組，那也不要緊，反正該段後面沒有別的變數佔用，只要SP別超出0X7F(片內RAM地址的上限)就行了。通過觀察.m51(map檔案)我們發現，keil確實是把?STACK資料段放到了片內RAM的最後，下面是某個51工程生成的map檔案摘抄：
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- D A T A M E M O R Y * * * * * * *
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REG 0000H 0008H ABSOLUTE “REG BANK 0”
DATA 0008H 0002H UNIT ?C?LIB_DATA
IDATA 000AH 000DH UNIT ?ID?UCOS_II
0017H 0009H *** GAP ***
BIT 0020H.0 0000H.1 UNIT ?BI?SERIAL
0020H.1 0000H.7 *** GAP ***
IDATA 0021H 0041H UNIT ?STACK ; 作者注：就是這一行!
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- X D A T A M E M O R Y * * * * * * *
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XDATA 0000H 080EH UNIT ?XD?SERIAL
XDATA 080EH 0804H UNIT ?XD?MAIN
XDATA 1012H 0490H UNIT ?XD?UCOS_II
XDATA 14A2H 005CH UNIT XDATA_GROUP
為避免系統棧不夠用，一個比較穩妥的辦法就是，用匯編指令DS給?STACK資料段預留更多的空間，上面這個51工程中在另一個彙編檔案中又給?STACK資料留出了40H個位元組，這樣總共就有41H個位元組了。這樣做的好處是可以在編譯連結階段即可排查堆疊錯誤，舉個例子： 假設片內RAM中的資料段有很多，以至於，除了?STACK資料段之外，片內RAM只剩2個位元組了，而?STACK資料段我們只預設採用了啟動檔案中的配置預留一個位元組，這樣編譯沒有任何問題，keil給編譯通過了，但是執行過程中系統棧只有2個位元組，肯定是分分鐘就發生棧溢位，然後崩潰;假設片內RAM中的資料段有很多，以至於，除了?STACK資料段之外，片內RAM只剩2個位元組了，而如果我們給?STACK資料段用DS指令分配40H個位元組，這樣keil在編譯時就會發現51的片內RAM不足而報錯，無法編譯，從而在編譯連結階段幫助我們發現堆疊問題。
繼續上面的問題，SP復位後的初值是多少，SP復位後等於0X07，但是立即就被啟動檔案通過語句MOV SP,#?STACK-1給改掉了，所以在進入main函式時SP的值是啟動檔案修改後的值，也即#?STACK-1(注，很好理解，這裡-1是滿增棧的特性)，那麼#?STACK的值又是多少呢?看上面的彙編語句?STACK SEGMENT IDATA，這一句宣告?STACK段為一個可重定位的段，也就是說，?STACK段的首地址(#?STACK)在編譯器進行程式連結時才能確定下來，也就是說，#?STACK的值是在連結時由編譯器自動分配的，編譯階段不分配。仍然以上面摘抄的這段map檔案為例，我們發現，?STACK段的起始地址是0021H，也就是說，#?STACK就等於21H。
模擬棧是keil為51生成可重入函式時用的(通過給函式使用關鍵詞 REENTRANT限定，可使該函式具備可重入特性)，對於STM32來說，預設生成的函式(不含全域性變數和靜態區域性變數的函式)就是可重入的，而keil為51生成的函式，即使這個函式不含全域性變數和靜態區域性變數，預設情況下keil也不會把這個函式彙編成可重入的，我認為keil主要是考慮到51的片內RAM匱乏，在不外接RAM的情況下，函式如果被編譯為可重入的，可重入函式的執行需要佔用一定的棧空間(尤其是由可重入函式巢狀呼叫產生的長的呼叫鏈，所需的棧更多)。
可重入函式在執行過程中是需要使用棧的，那麼51的可重入函式使用的棧在哪呢?是SP指向的那個系統棧嗎?答案是：不是。下面是解釋：
當我們給51外擴了大的片外RAM時，就不用擔心RAM不夠的問題了，但是還有一個問題，系統棧指標SP只能定址07FH共128位元組的空間，可重入函式肯定不允許被編譯成使用系統棧，否則，就算外擴了RAM，這個外擴RAM又無法供系統棧來使用，外擴RAM就沒有意義了，所以keil為51打造了一個模擬棧的概念，keil在啟動檔案中聲明瞭一個1或2位元組的變數作為棧指標，這個棧指標的名字和大小根據編譯模式的不同而不同，以大編譯模式(註釋2)為例，大編譯模式下，啟動檔案中的XBPSTACK常量需要程式設計師手動設定為1，這樣啟動檔案中使用到的條件編譯，將會引用到一個2位元組的模擬棧指標?C_XBP，由於keil把模擬棧作為滿減棧，所以這個模擬棧指標?C_XBP被初始化為片外RAM地址的最大值加1，若我們外接了一個64K的片外RAM，該RAM的最大地址是0XFFFF，那麼棧指標?C_XBP被初始化為0XFFFF+1=溢位為0x0000。再舉一個小編譯模式的例子，小編譯模式是用來給沒有外擴RAM的51用的，這樣51只能使用片內0127共128位元組的RAM(這128RAN中還有一部分是Rn等，留給程式可用的RAM就更少了)，在小編譯模式下，keil給51生成的模擬棧指標名叫?C_IBP，同時需要程式設計師手動把IBPSTACK常量設定為1，指標?C_IBP的初值被初始化為可用RAM的最大地址(127)加1，也即0x7f+1。關於小編譯模式small、壓縮編譯模式compact、大編譯模式large在堆疊處理上方面的不同，可參考這篇文章點選開啟連結，如果連結掛了，可自行搜尋：《Keil模式設定和程式設計事項》。
註釋1：滿增棧，滿指的是SP總是指向最後一個入棧的位元組的地址，增指的是每入棧一次，SP變大。相應的，還有空增棧、空減棧、滿減棧，空指的是SP總是指向棧中下一個空閒位置的地址。
註釋2：如何選擇大編譯模式：以keil5為例，依次選擇->魔術棒->Target選項卡，Memory Model選擇Large:var…，Code Rom Size選擇Large…
附：舉一個不可重入函式使用中可能發生的陷阱，假設有分別有如下兩個函式，第一個可重入，第二個不可重入
int add5_re(char a1,char a2,char a3,char a4,char a5) REENTRANT
{
int sum;
sum=a1+a2+a3+a4+a5;
return sum;
}
int add5(char a1,char a2,char a3,char a4,char a5)
{
int sum;
sum=a1+a2+a3+a4+a5;
return sum;
}
這兩個函式的形參以及區域性變數分配等資訊我們查閱.m51檔案，分別如下(分號後面的註釋是博主自己加上的)：
[plain] view plain copy------- PROC _?ADD5_RE
x:0002H SYMBOL a1 ;注意，地址標號前為小x，指a1倍分配到了模擬棧中
x:0003H SYMBOL a2
x:0004H SYMBOL a3
x:0005H SYMBOL a4
x:0006H SYMBOL a5
------- DO
x:0000H SYMBOL sum
;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;
------- PROC _ADD5
D:0007H SYMBOL a1 ;R7
D:0005H SYMBOL a2 ;R5
D:0003H SYMBOL a3 ;R3
X:14ABH SYMBOL a4 ;注意地址標號前為大X，指外部RAM
X:14ACH SYMBOL a5
------- DO
D:0006H SYMBOL sum ;R6
我們發現，add5中的形參和區域性變數a1/a2/a3/sum分到了Rn中，a4/A5分到了外部RAM xdata的絕對地址處，如果我們在main的呼叫鏈中和中斷函式中都呼叫了add5這個函式，就會發生錯誤，假設恰好在main的呼叫鏈中執行add5時發生了中斷，切換到中斷函式中去執行add5，那麼main呼叫鏈中的a1/a2/a3/sum因為被分到了Rn中，進入中斷會切換register BANK，使得main呼叫鏈中的a1/a2/a3/sum沒有被破壞，得以倖免，但是a4/a5因為被分配到了絕對地址中，在中斷執行完add5以後，main鏈條中的add5的a4/a5肯定會被破壞!!
對於可重入的add5_re函式，即使main呼叫鏈和中斷同時呼叫它也不會出現上述被破壞的情形，因為add5_re的形參和區域性變數全部都被定義到了模擬棧中(見上述程式碼註釋)，main呼叫鏈中使用add5_re函式會申請棧空間，中斷時add5_re又會申請新的棧空間。
還要注意的是，因為keil編譯51程式時，使用了覆蓋技術(不同函式的形參和區域性變數可分時共享同一個絕對記憶體單元)，這也有可能產生陷阱，假設這樣一種情況：有一個函式func2( )的區域性變數b在編譯後被分配到了絕對xdata的地址14ABH處，和上文的add5的a4變數共享記憶體，這種情況下，即使 { func2( )僅在中斷中被呼叫,main呼叫鏈中不呼叫func2( )}、且{ add5僅在main呼叫鏈中被呼叫，中斷中不呼叫add5 }，也會出問題，原因是顯而易見的，如果在add5執行過程中發生中斷，中斷中使用過變數b之後，會破壞add5中的變數a4。究其原因在於，共享地址的編譯方式生成的函式，只要分時呼叫就不會產生被破壞的情形，但是發生中斷導致了分時機制被破壞，以至於產生了同時呼叫。
結論：中斷中使用的函式，要麼是可重入的，要麼是該函式的區域性變數全部是獨享記憶體單元的。
(轉載的:http://www.21ic.com/jichuzhishi/mcu/questions/2018-05-02/759519.html)
51微控制器stack堆疊
一般編譯器的堆疊用於儲存區域性變數、函式的引數、函式的返回值、中斷上下文資訊等。但Keil對區域性變數、函式引數預先分配空間(放在靜態全域性變數區)，Keil的堆疊只是用於儲存函式巢狀呼叫的PC、中斷上下文資訊。
從主程式進入中斷需要入棧位元組數：13+PC=15 Byte(ACC,PSW,B,DPH,DPL,R0~R7)
Keil支援2級中斷15×2=30 Byte。
主程式中每級呼叫需要消耗2位元組儲存PC，如呼叫深度6級，需要6×2=12位元組堆疊空間。
Keil51 編譯後會生成M51檔案，查詢?Stack地址，為堆疊起始地址，向上增長到0xff，溢位則導致微控制器復位。
C51必讀, Startup.A51作用
這裡講述一些初學者學習C51的一些誤區和注意事項。高手的特別應用不包括在內。
C忌諱絕對定位
常看見初學者要求使用_at_,這是一種謬誤，把C當作ASM看待了。在C中變數的定位是編譯器的事情，初學者只要定義變數和變數的作用域，編譯器就把一個固定地址給這個變數。怎麼取得這個變數的地址？要用指標。比如unsigned char data x;後，x的地址就是&x,你只要檢視這個引數，就可以在程式中知道具體的地址了。所以俺一看見要使用絕對定位的人，第一印象就是：這大概是個初學者。
設定SP的問題
原因和1差不對，編譯器在把所有變數和緩衝區賦予地址後，自動把最後一個位元組開始的地方，作為SP的開始位置，所以初學者是不必要去理會的。這體現C的優越性，很多事情C編譯時候做了。
這些檔案都屬於CRT，也就是c執行庫，如果你不加入到你工程裡，keil也會自動連結預設的。如果你加入到工程裡了，他就用工程裡面的。
常見的有startup.A51裡面修改喂狗，或者初始化時鐘等。
malloc printf putchar 等c的庫函式也是。
啟動檔案. 清理RAM.設定堆疊等.即執行完start.a51後跳轉到.c檔案的main函式.
和彙編一樣,在C中定義的那些變數和陣列的初始化就在startup.a51中進行,如果你在定義全域性變數時帶有數值,如unsigned char data xxx=“100”;,那startup.a51中就會有相關的賦值。如果沒有=100,startup.a51就會把他清0。（startup.a51==變數的初始化）。這些初始化完畢後,還會設定SP指標。對非變數區域,如堆疊區,將不會有賦值或清零動作。