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(注釋1)，位于片內RAM的128 bytes之中，上電之后系統堆棧指針SP的初值等于多少呢?這個要從51的啟動文件來分析，啟動文件中有這樣的匯編代碼：

?STACK SEGMENT IDATA ;定義一個片內數據段，段名：?STACK

RSEG ?STACK ;選擇之前定義過的一個可重定位的段?STACK，下面的匯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 ;預留存儲區命令。聲明先占用一個字節的空間，在編譯時，這個預留的空間不會被其他變量所使用。在這里的意義是，給硬件棧分配1個byte(實際這樣是有問題的，應該為硬件棧預留更多空間)

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個字節的空間，這些空間就是硬件棧的空間

但啟動文件的代碼中，DS 1相當于只給硬件棧預留了1個字節，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中聲明一個數據段XX，如果整個工程程序中，聲明了多個數據段，?STACK數據段就只是片內RAM中眾多數據段中的一個，如果只給?STACK段預留1個字節，而?STACK數據段后面又有別的數據段，那么我們的硬件棧就只有1個字節了，一旦發生中斷，CPU寄存器自動入棧立即導致棧溢出，溢出后踩了別的變量的內存，程序基本崩潰;對于這個問題，keil是這樣處理的：keil在鏈接階段總是把?STACK數據段鏈接為片內RAM中的最后一個數據段，即使我們只給他預留了1個字節，那也不要緊，反正該段后面沒有別的變量占用，只要SP別超出0X7F(片內RAM地址的上限)就行了。通過觀察.m51(map文件)我們發現，keil確實是把?STACK數據段放到了片內RAM的最后，下面是某個51工程生成的map文件摘抄：

* * * * * * * D A T A M E M O R Y * * * * * * *

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!

* * * * * * * 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_

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數據段預留更多的空間，上面這個51工程中在另一個匯編文件中又給?STACK數據留出了40H個字節，這樣總共就有41H個字節了。這樣做的好處是可以在編譯鏈接階段即可排查堆棧錯誤，舉個例子： 假設片內RAM中的數據段有很多，以至于，除了?STACK數據段之外，片內RAM只剩2個字節了，而?STACK數據段我們只默認采用了啟動文件中的配置預留一個字節，這樣編譯沒有任何問題，keil給編譯通過了，但是運行過程中系統棧只有2個字節，肯定是分分鐘就發生棧溢出，然后崩潰;假設片內RAM中的數據段有很多，以至于，除了?STACK數據段之外，片內RAM只剩2個字節了，而如果我們給?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，無法編譯，從而在編譯鏈接階段幫助我們發現堆棧問題。

繼續上面的問題，SP復位后的初值是多少，SP復位后等于0X07，但是立即就被啟動文件通過語句MOV SP,#?STACK-1給改掉了，所以在進入main函數時SP的值是啟動文件修改后的值，也即#?STACK-1(注，很好理解，這里-1是滿增棧的特性)，那么#?STACK的值又是多少呢?看上面的匯編語句?STACK SEGMENT IDATA，這一句聲明?STACK段為一個可重定位的段，也就是說，?STACK段的首地址(#?STACK)在編譯器進行程序鏈接時才能確定下來，也就是說，#?STACK的值是在鏈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文件為例，我們發現，?STACK段的起始地址是0021H，也就是說，#?STACK就等于21H。

仿真棧是keil為51生成可重入函數時用的(通過給函數使用關鍵詞 REENTRANT限定，可使該函數具備可重入特性)，對于STM32來說，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為51生成的函數，即使這個函數不含全局變量和靜態局部變量，默認情況下keil也不會把這個函數匯編成可重入的，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，函數如果被編譯為可重入的，可重入函數的執行需要占用一定的棧空間(尤其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中是需要使用棧的，那么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，系統棧指針SP只能尋址0~7FH共128字節的空間，可重入函數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打造了一個仿真棧的概念，keil在啟動文件中聲明了一個1或2字節的變量作為棧指針，這個棧指針的名字和大小根據編譯模式的不同而不同，以大編譯模式(注釋2)為例，大編譯模式下，啟動文件中的XBPSTACK常量需要程序員手動設置為1，這樣啟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，由于keil把仿真棧作為滿減棧，所以這個仿真棧指針?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，那么棧指針?C_XBP被初始化為0XFFFF 1=溢出為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，同時需要程序員手動把IBPSTACK常量設置為1，指針?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。關于小編譯模式small、壓縮編譯模式compact、大編譯模式large在堆棧處理上方面的不同，可參考這篇文章點擊打開鏈接，如果鏈接掛了，可自行搜索：《Keil模式設置和編程事項》。

注釋1：滿增棧，滿指的是SP總是指向最后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總是指向棧中下一個空閑位置的地址。

注釋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：舉一個不可重入函數使用中可能發生的陷阱，假設有分別有如下兩個函數，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我們查閱.m51文件，分別如下(分號后面的注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，如果我們在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，假設恰好在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，那么main調用鏈中的a1/a2/a3/sum因為被分到了Rn中，進入中斷會切換register BANK，使得main調用鏈中的a1/a2/a3/sum沒有被破壞，得以幸免，但是a4/a5因為被分配到了絕對地址中，在中斷執行完add5以后，main鏈條中的add5的a4/a5肯定會被破壞!!

對于可重入的add5_re函數，即使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，因為add5_re的形參和局部變量全部都被定義到了仿真棧中(見上述代碼注釋)，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，因為keil編譯51程序時，使用了覆蓋技術(不同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，假設這樣一種情況：有一個函數func2( )的局部變量b在編譯后被分配到了絕對xdata的地址14ABH處，和上文的add5的a4變量共享內存，這種情況下，即使 { 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，原因是顯而易見的，如果在add5執行過程中發生中斷，中斷中使用過變量b之后，會破壞add5中的變量a4。究其原因在于，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，但是發生中斷導致了分時機制被破壞，以至于產生了同時調用。

結論：中斷中使用的函數，要么是可重入的，要么是該函數的局部變量全部是獨享內存單元的。