51單片機的仿真棧(又叫模擬棧、或者可重入棧)。程序員
首先來看，51的系統棧(又叫系統棧，或者硬件棧)，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，上電以後系統堆棧指針SP的初值等於多少呢?這個要從51的啓動文件來分析，啓動文件中有這樣的彙編代碼：編程
?STACK SEGMENT IDATA ;定義一個片內數據段，段名：?STACK函數
RSEG ?STACK ;選擇以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。指針
DS 1 ;預留存儲區命令。聲明先佔用一個字節的空間，在編譯時，這個預留的空間不會被其餘變量所使用。在這裏的意義是，給硬件棧分配1個byte(實際這樣是有問題的，應該爲硬件棧預留更多空間)內存
還有：get
MOV SP,#?STACK-1編譯器
由上可見，SP被初始化爲#?STACK-1，在#?STACK地址處，DS指令預留了N個字節的空間，這些空間就是硬件棧的空間編譯
但啓動文件的代碼中，DS 1至關於只給硬件棧預留了1個字節，這實際上會出問題，緣由以下：片內RAM中會有多個數據段，只要使用XX SEGMENT IDATA指令便可在片內RAM中聲明一個數據段XX，若是整個工程程序中，聲明瞭多個數據段，?STACK數據段就只是片內RAM中衆多數據段中的一個，若是隻給?STACK段預留1個字節，而?STACK數據段後面又有別的數據段，那麼咱們的硬件棧就只有1個字節了，一旦發生中斷，CPU寄存器自動入棧當即致使棧溢出，溢出後踩了別的變量的內存，程序基本崩潰;對於這個問題，keil是這樣處理的：keil在連接階段老是把?STACK數據段連接爲片內RAM中的最後一個數據段，即便咱們只給他預留了1個字節，那也沒關係，反正該段後面沒有別的變量佔用，只要SP別超出0X7F(片內RAM地址的上限)就好了。經過觀察.m51(map文件)咱們發現，keil確實是把?STACK數據段放到了片內RAM的最後，下面是某個51工程生成的map文件摘抄：class
* * * * * * * D A T A M E M O R Y * * * * * * *變量
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 ; 做者注：就是這一行!
* * * * * * * X D A T A M E M O R Y * * * * * * *
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_
爲避免系統棧不夠用，一個比較穩妥的辦法就是，用匯編指令DS給?STACK數據段預留更多的空間，上面這個51工程中在另外一個彙編文件中又給?STACK數據留出了40H個字節，這樣總共就有41H個字節了。這樣作的好處是能夠在編譯連接階段便可排查堆棧錯誤，舉個例子： 假設片內RAM中的數據段有不少，以致於，除了?STACK數據段以外，片內RAM只剩2個字節了，而?STACK數據段咱們只默認採用了啓動文件中的配置預留一個字節，這樣編譯沒有任何問題，keil給編譯經過了，可是運行過程當中系統棧只有2個字節，確定是分分鐘就發生棧溢出，而後崩潰;假設片內RAM中的數據段有不少，以致於，除了?STACK數據段以外，片內RAM只剩2個字節了，而若是咱們給?STACK數據段用DS指令分配40H個字節，這樣keil在編譯時就會發現51的片內RAM不足而報錯，沒法編譯，從而在編譯連接階段幫助咱們發現堆棧問題。
繼續上面的問題，SP復位後的初值是多少，SP復位後等於0X07，可是當即就被啓動文件經過語句MOV SP,#?STACK-1給改掉了，因此在進入main函數時SP的值是啓動文件修改後的值，也即#?STACK-1(注，很好理解，這裏-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，這一句聲明?STACK段爲一個可重定位的段，也就是說，?STACK段的首地址(#?STACK)在編譯器進行程序連接時才能肯定下來，也就是說，#?STACK的值是在連接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文件爲例，咱們發現，?STACK段的起始地址是0021H，也就是說，#?STACK就等於21H。
仿真棧是keil爲51生成可重入函數時用的(經過給函數使用關鍵詞 REENTRANT限定，可以使該函數具有可重入特性)，對於STM32來講，默認生成的函數(不含全局變量和靜態局部變量的函數)就是可重入的，而keil爲51生成的函數，即便這個函數不含全局變量和靜態局部變量，默認狀況下keil也不會把這個函數彙編成可重入的，我認爲keil主要是考慮到51的片內RAM匱乏，在不外接RAM的狀況下，函數若是被編譯爲可重入的，可重入函數的執行須要佔用必定的棧空間(尤爲是由可重入函數嵌套調用產生的長的調用鏈，所需的棧更多)。
可重入函數在執行過程當中是須要使用棧的，那麼51的可重入函數使用的棧在哪呢?是SP指向的那個系統棧嗎?答案是：不是。下面是解釋：
當咱們給51外擴了大的片外RAM時，就不用擔憂RAM不夠的問題了，可是還有一個問題，系統棧指針SP只能尋址0~7FH共128字節的空間，可重入函數確定不容許被編譯成使用系統棧，不然，就算外擴了RAM，這個外擴RAM又沒法供系統棧來使用，外擴RAM就沒有意義了，因此keil爲51打造了一個仿真棧的概念，keil在啓動文件中聲明瞭一個1或2字節的變量做爲棧指針，這個棧指針的名字和大小根據編譯模式的不一樣而不一樣，以大編譯模式(註釋2)爲例，大編譯模式下，啓動文件中的XBPSTACK常量須要程序員手動設置爲1，這樣啓動文件中使用到的條件編譯，將會引用到一個2字節的仿真棧指針?C_XBP，因爲keil把仿真棧做爲滿減棧，因此這個仿真棧指針?C_XBP被初始化爲片外RAM地址的最大值加1，若咱們外接了一個64K的片外RAM，該RAM的最大地址是0XFFFF，那麼棧指針?C_XBP被初始化爲0XFFFF+1=溢出爲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0~127共128字節的RAM(這128RAN中還有一部分是Rn等，留給程序可用的RAM就更少了)，在小編譯模式下，keil給51生成的仿真棧指針名叫?C_IBP，同時須要程序員手動把IBPSTACK常量設置爲1，指針?C_IBP的初值被初始化爲可用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在堆棧處理上方面的不一樣，可參考這篇文章點擊打開連接，若是連接掛了，可自行搜索：《Keil模式設置和編程事項》。
註釋1：滿增棧，滿指的是SP老是指向最後一個入棧的字節的地址，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老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爲例，依次選擇->魔術棒->Target選項卡，Memory Model選擇Large:var...，Code Rom Size選擇Large....
附：舉一個不可重入函數使用中可能發生的陷阱，假設有分別有以下兩個函數，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;
}
這兩個函數的形參以及局部變量分配等信息咱們查閱.m51文件，分別以下(分號後面的註釋是博主本身加上的)：
[plain] view plain copy------- PROC _?ADD5_RE
x:0002H SYMBOL a1 ;注意，地址標號前爲小x，指a1倍分配到了仿真棧中
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 ;注意地址標號前爲大X，指外部RAM
X:14ACH SYMBOL a5
------- DO
D:0006H SYMBOL sum ;R6
咱們發現，add5中的形參和局部變量a1/a2/a3/sum分到了Rn中，a4/A5分到了外部RAM xdata的絕對地址處，若是咱們在main的調用鏈中和中斷函數中都調用了add5這個函數，就會發生錯誤，假設剛好在main的調用鏈中執行add5時發生了中斷，切換到中斷函數中去執行add5，那麼main調用鏈中的a1/a2/a3/sum由於被分到了Rn中，進入中斷會切換register BANK，使得main調用鏈中的a1/a2/a3/sum沒有被破壞，得以倖免，可是a4/a5由於被分配到了絕對地址中，在中斷執行完add5之後，main鏈條中的add5的a4/a5確定會被破壞!!
對於可重入的add5_re函數，即便main調用鏈和中斷同時調用它也不會出現上述被破壞的情形，由於add5_re的形參和局部變量所有都被定義到了仿真棧中(見上述代碼註釋)，main調用鏈中使用add5_re函數會申請棧空間，中斷時add5_re又會申請新的棧空間。
還要注意的是，由於keil編譯51程序時，使用了覆蓋技術(不一樣函數的形參和局部變量可分時共享同一個絕對內存單元)，這也有可能產生陷阱，假設這樣一種狀況：有一個函數func2( )的局部變量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變量共享內存，這種狀況下，即便 { func2( )僅在中斷中被調用,main調用鏈中不調用func2( )}、且{ add5僅在main調用鏈中被調用，中斷中不調用add5 }，也會出問題，緣由是顯而易見的，若是在add5執行過程當中發生中斷，中斷中使用過變量b以後，會破壞add5中的變量a4。究其緣由在於，共享地址的編譯方式生成的函數，只要分時調用就不會產生被破壞的情形，可是發生中斷致使了分時機制被破壞，以致於產生了同時調用。
結論：中斷中使用的函數，要麼是可重入的，要麼是該函數的局部變量所有是獨享內存單元的。