原创 KEILC51可重入函数及模拟栈浅析

作者：xzp21st  邮箱： tyter1223@163.com 撰文辛苦，转载请注明作者及出处<?xml:namespace prefix = o ns = "urn:schemas-microsoft-com:office:office" />

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：

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。

1、  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。

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（大存储模式下large XDATA）。    

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:<?xml:namespace prefix = st1 ns = "urn:schemas-microsoft-com:office:smarttags" />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

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.