模拟堆栈，可重入函数调用，参数传递
时间：2010-06-25 来源：hplog
作者：xzp21st 撰文辛苦，转载请注明作者及出处
关键字：keilc51，模拟堆栈，可重入函数调用，参数传递，C?XBP，C?ADDXBP
摘要：本文较详细的介绍了keilc51可再入函数和模拟堆栈的一些概念和实现原理，通过一个简单的程序来剖析keilc51在大存储模式下可重入函数的调用过程，希望能为keilc51和在51系列单片机上移植嵌入式实时操作系统的初学者提供一些帮助。
1、 关于可重入函数（可再入函数）和模拟堆栈（仿真堆栈）
“可重入函数可以被一个以上的任务调用，而不必担心数据被破坏。可重入函数任何时候都可以被中断，一段时间以后又可以运行，而相应的数据不会丢失。”（摘自嵌入式实时操作系统uC/OS-II）
在理解上述概念之前，必须先说一下keilc51的“覆盖技术”。（采用该技术的原因请看附录中一网友的解释）
（1）局部变量存储在全局RAM空间（不考虑扩展外部存储器的情况）；
（2）在编译链接时，即已经完成局部变量的定位；
（3）如果各函数之间没有直接或间接的调用关系，则其局部变量空间便可覆盖。
正是由于以上的原因，在Keil C51环境下，纯粹的函数如果不加处理（如增加一个模拟栈），是无法重入的。举个例子：
void TaskA（void* pd）
{
int a；
//其他一些变量定义
do{
//实际的用户任务处理代码
}while（1）；
}
void TaskB（void* pd）
{
int b；
//其他一些变量定义
do{
func（）；
//其他实际的用户任务处理代码
}while（1）；
}
void func（）
{
int c；
//其他变量的定义
//函数的处理代码
}
在上面的代码中，TaskA与TaskB并不存在直接或间接的调用关系，因而它们的局部变量a与b便是可以被互相覆盖的，即它们可能都被定位于某一个相同的RAM空间。这样，当TaskA运行一段时间，改变了a后，TaskB取得CPU控制权并运行时，便可能会改变b。由于a和b指向相同的RAM空间，导致TaskA重新取得CPU控制权时，a的值已经改变，从而导致程序运行不正确，反过来亦然。另一方面，func（）与TaskB有直接的调用关系，因而其局部变量b与c不会被互相覆盖，但也不能保证func的局部变量c不会与TaskA或其他任务的局部变量形成可覆盖关系。
根据上述分析我们很容易就能够判断出TaskA和TaskB这两个函数是不可重入的（当然，func也不可重入）。那么如何让函数成为可重入函数呢？C51编译器采用了一个扩展关键字reentrant作为定义函数时的选项，需要将一个函数定义为可重入函数时，只要在函数后面加上关键字reentrant即可。
与非可重入函数的参数传递和局部变量的存储分配方法不同，C51编译器为可重入函数生成一个模拟栈（相对于系统堆栈或是硬件堆栈来说），通过这个模拟栈来完成参数传递和存放局部变量。模拟栈以全局变量?C_IBP、?C_PBP和？C_XBP作为栈指针（系统堆栈栈顶指针为SP），这些变量定义在DATA地址空间，并且可在文件startup.a51中进行初始化。根据编译时采用的存储器模式，模拟栈区可位于内部（IDATA）或外部（PDATA或XDATA）存储器中。如表1所示：
|
存储模式 |
栈指针 |
栈区域 |
|
Small |
？C_IBP（1字节） |
间接访问的内部数据存储器（IDATA），栈区最大为256字节 |
|
Compact |
？C_PBP（1字节） |
分页寻址的外部数据存储器（PDATA），栈区最大为256字节 |
|
Large |
？C_XBP（2字节） |
外部数据存储器（XDATA），栈区最大为64K |
表1
注意：51系列单片机的系统堆栈（也叫硬件堆栈或常规栈）总是位于内部数据存储器中（SP为 8位寄存器，只能指向内部），而且是“向上生长”型的（从低地址向高地址），而模拟栈是“向下生长”型的。
2、 可重入函数参数传递过程剖析
在进入剖析之前，先简单讲讲c51函数调用时参数是如何传递的。简单来说，参数主要是通过寄存器R1~R7来传递的，如果在调用时，参数无寄存器可用或是采用了编译控制指令“NOREGPARMS”，则参数的传递将发生在固定的存储器区域，该存储器区域称为参数传递段，其地址空间取决于编译时所选择的存储器模式。利用51单片机的工作寄存器最多传递3个参数，如表2所示。
|
传递的参数 |
char、1字节指针 |
int、2字节指针 |
long、float |
一般指针 |
|
第一个参数 |
R7 |
R6，R7 |
R4~R7 |
R1，R2，R3 |
|
第二个参数 |
R5 |
R4，R5 |
R4~R7 |
R1，R2，R3 |
|
第三个参数 |
R3 |
R2，R3 |
无 |
R1，R2，R3 |
表二
举两个例子：
func1（int a）：“a”是第一个参数，在R6，R7中传递；
func2（int b，int c， int *d）：“b”在R6，R7中传递，“c”在R4，R5中传递，“*d”则在R1，R2，R3中传递。
至于函数的返回值通过哪些寄存器或是什么方法传递这里就不说了，大家可以看看c51的相关文档或是书籍。
好了，接下来我们开始剖析一个简单的程序，代码如下：
int fun(char a, char b, char c, char d ) reentrant //为了分析简单，参数都是char型；
{
int j1,j2;
j1 = a + b + c +d;
j2 = j1 + 10;
return j2;
}
main()
{
int i;
i = fun(1,2,3,4);
}
程序很简单，废话少说，下面跟我一起看看c51翻译成的汇编语言是什么样子的。
main()
{
int i;
i = fun(1,2,3,4);
MOV DPTR,#0xFFFF ; 模拟栈指针C？XBP最初指向0xFFFF+1
LCALL C?ADDXBP(C:00A6) ;调用C？ADDXBP子程序，调整模拟栈指针C？XBP
;指向0xFFFF
MOV A,#0x04 ;无寄存器可用，第四个参数直接压入模拟栈
MOVX @DPTR,A ;
MOV R3,#0x03 ;参数3通过R3传递，见表2
MOV R5,#0x02 ;参数2过R5传递，见表2
MOV R7,#0x01 ;参数1通过R7传递，见表2
LCALL fun(C:0003) ;调用fun函数
MOV DPTR,#C_STARTUP(0x0000) ; fun函数返回值（int型）通过R6，R7传递回来
;并存储在外部数据存储器0x0000和0x0001处
;（int型为两个字节）
MOV A,R6
MOVX @DPTR,A
INC DPTR
MOV A,R7
MOVX @DPTR,A
}
RET ;main返回
说明：模拟栈指针最初在startup.a51中初始化为0xFFFF+1；由以上汇编代码可以看出参数是从右往左扫描的。
接下来看看fun的汇编代码：（很长，大家耐心看吧，有些可以跳过的）
C：0003
MOV DPTR,#0xFFFF
LCALL C?ADDXBP(C:00A6) ；调整模拟栈指针C？XBP=C？XBP-1
MOV A,R3
MOVX @DPTR,A ；R3中的值（参数3）压入模拟栈
MOV DPTR,#0xFFFF
LCALL C?ADDXBP(C:00A6) ；调整模拟栈指针C？XBP=C？XBP-1
MOV A,R5
MOVX @DPTR,A ；R5中的值（参数2）压入模拟栈
MOV DPTR,#0xFFFF
LCALL C?ADDXBP(C:00A6) ；调整模拟栈指针C？XBP=C？XBP-1
MOV A,R7
MOVX @DPTR,A ；R7中的值（参数1）压入模拟栈
MOV DPTR,#0xFFFC
LCALL C?ADDXBP(C:00A6) ；继续调整模拟栈指针C？XBP=C？XBP-4，为放两个
；局部int变量做准备
j1 = a + b + c +d;
MOV DPTR,#0x0005
LCALL C?XBPOFF(C:00CA) ；通过C？XBP的值调整DPTR使其指向模拟栈中第
；一个参数，此时DPTR=0xFFFF
；注意：C?XBPOFF不改变C？XBP的值
MOVX A,@DPTR
MOV R7,A ；取出参数1
MOV A,R7
。。。。。。
。。。。。。；省略，完成取参数2，取参数3，取参数4并相加
。。。。。。
MOV DPH(0x83),?C_XBP(0x08)
MOV DPL(0x82),0x09 ；0x09就是?C_XBP+1
MOV A, R6
MOVX @DPTR,A
INC DPTR
MOV A,R7
MOVX @DPTR,A ；计算结果j1压入模拟栈
j2 = j1 + 10;
。。。。。。
。。。。。。
。。。。。。;省略，完成j2=j1+10,并把计算结果j1压入模拟栈
return j2;
MOV DPH(0x83),?C_XBP(0x08)
MOV DPL(0x82),0x09
INC DPTR
INC DPTR
MOVX A,@DPTR
MOV R6,A
INC DPTR
MOVX A,@DPTR
MOV R7,A ；从模拟栈取出j2送入R6，R7
}
MOV DPTR,#?C_XBP(0x0008)
LCALL C?ADDXBP(C:00A6) ；fun要返回，释放模拟栈，使C_XBP指向0xffff
RET
说明：模拟栈结构如下
|
参数4 |
|
参数3 |
|
参数2 |
|
参数1 |
|
j1低字节 |
|
j1高字节 |
|
J2低字节 |
|
J2高字节 |
接下来说明两个重点子函数C_ADDXBP和C_XBPOFF
C?ADDXBP:
MOV A,0x09 ；0x09即为C_XBP
ADD A,DPL(0x82) ；以下到第一个RET之前即完成：C_XBP+DPTR
MOV DPL(0x82),A
MOV A,?C_XBP(0x08)
ADDC A,DPH(0x83)
MOV DPH(0x83),A
CJNE A,?C_XBP(0x08),C:00B9
MOV 0x09,DPL(0x82)
RET
C:00B9
JBC EA(0xA8.7),C:00C2 ；中断开着吗？开着就把它关了（清0），然后跳到C：00C2
MOV 0x09,DPL(0x82) ；中断本来就关着，安全，下面的行动不会被打断，把新
；的模拟栈指针赋给C_XBP
MOV ?C_XBP(0x08),A
RET
C:00C2
MOV 0x09,DPL(0x82)
MOV ?C_XBP(0x08),A
SETB EA(0xA8.7) ；开中断
RET
C?XBPOFF: ；此函数的功能一看就明白，即完成DPTR=C_XBP+DPTR
MOV A,0x09
ADD A,DPL(0x82)
MOV DPL(0x82),A
MOV A,?C_XBP(0x08)
ADDC A,DPH(0x83)
MOV DPH(0x83),A
RET
终于到尾声了，最后重点说明啦~~~
模拟堆栈是向下生长的，C_XBP最初等于0xffff+1，那么请看下面这句
MOV DPTR,#0xFFFF
LCALL C?ADDXBP(C:00A6)
（0xffff+1）+0xffff = 0xffff
即C_XBP -1;
再看
MOV DPTR,#0xFFFE
LCALL C?ADDXBP(C:00A6)
即C_XBP-2
再看
MOV DPTR,#0xFFFE
LCALL C?ADDXBP(C:00A6)
即C_XBP-3
。。。
其实是这样：加0xffff相当与减1，加0xfffe相当与减2，加0xfffd相当于减4。。。。。。为啥，就不用说了吧：）
结束语：
经过了几天的研究，终于写了个总结报告，算是自己的一点小小成就吧，错误之处在所难免，希望能够同大家一起讨论问题，共同进步。
参考文献：
1、徐爱钧，彭秀华 《单片机高级语言C51windows环境编程与应用》电子工业出版社 2001
2、彭光红，构造一个51单片机的实时操作系统。
附录：
在其它环境下(比如PC,比如ARM),函数重入的问题一般不是要特别注意的问题.只要你没有使用static变量,或者指向static变量的指针,一般情况下,函数自然而然地就是可重入的.
但C51不一样,如果你不特别设计你的函数,它就是不可重入的.
引起这个差别的原因在于:一般的C编译器(或者更确切点地说:基于一般的处理器上的C编译器),其函数的局部变量是存放于堆栈中的,而C51是存放于一个可覆盖的(数据)段中的.
至于C51这样做的原因,不是象有些人说的那样,为了节约内存.事实上,这样做根本节约不了内存.理由如下:
1) 如果一个函数func1调用另一个函数func2,那么func1,func2的局部变量根本就不能是同一块内存.C51还是要为他们分配不同的RAM.这跟使用堆栈相比,节约不了内存.
2) 如果func1,func2不是在一个调用链上,那么C51可以通过覆盖分析,让它们的局部变量共享相同的内存地址.但这样也不会比使用堆栈节约内存.因为既然它们是在不同的调用链上,那么当其中一个函数运行时,那么另外一个函数必然不在其生命期内,它所占用的堆栈也已释放,归还给系统.
真实的原因(C51使用覆盖段作为局部变量的存放地的原因)是:
51的指令系统没有一个有效的相对寻址(变址寻址)的指令,这使得使用堆栈作为变量的代价太过昂贵.
使用堆栈存放变量的一般做法是:
进入函数时,保留一段堆栈空间,作为变量的存放空间,用一个可作为基址寻址的寄存器指向这个空间,通过加上一个偏移量,就可以访问不同的变量了.
例如: MOV EAX, [EBP + 14];X86指令
LDR R0, [R12, #14];ARM指令
都可以很好的解决这个问题.
但51缺少这样的指令.
*其实,51中还是有2个可变址寻址的指令的,但不适合访问堆栈的局部变量这样的场合.
MOVC A, @A+DPTR
MOVC A, @A+PC
所以,C51有个特别的关键字: reentrant 用来解决函数重入的问题.
相关阅读 更多 +
