[转] 函数调用的栈分配

当调用(call)一个函数时，主调函数将声明中的参数表以逆序压栈，然后将当前的代码执行指针(eip)压栈，跳转到被调函数的入口点。
        进入被调函数时，函数将esp减去相应字节数获取局部变量存储空间。被调函数返回(ret)时，将esp加上相应字节数，归还栈空间,弹出主调函数压在栈中的代码执行指针(eip)，跳回主调函数。再由主调函数恢复到调用前的栈。
        为了访问函数局部变量，必须有方法定位每一个变量。变量相对于栈顶esp的位置在进入函数体时就已确定，但是由于esp会在函数执行期变动，所以将esp 的值保存在ebp中，并事先将原ebp的值压栈保存，以声明中的顺序(即压栈的相反顺序)来确定偏移量。

访问函数的局部变量和访问函数参数的区别:
局部变量总是通过将ebp减去偏移量来访问，函数参数总是通过将ebp加上偏移量来访问。对于32位变量而言，第一个局部变量位于ebp-4，第二个位于ebp-8，以此类推，32位局部变量在栈中形成一个逆序数组；第一个函数参数位于ebp+8，第二个位于ebp+12，以此类推，32位函数参数在栈中形成一个正序数组。 

        函数的返回值不同于函数参数，可以通过寄存器传递。如果返回值类型可以放入32位变量，比如int、short、char、指针等类型，将通过eax寄存 器传递。如果返回值类型是64位变量，如_int64，则通过edx+eax传递，edx存储高32位，eax存储低32位。如果返回值是浮点类型，如 float和double，通过专用的浮点数寄存器栈的栈顶返回。如果返回值类型是struct或class类型，编译器将通过隐式修改函数的签名，以引 用型参数的形式传回。由于函数返回值通过寄存器返回，不需要空间分配等操作，所以返回值的代价很低。基于这个原因，C89规范中约定，不写明返回值类型的 函数，返回值类型默认为int。这一规则与现行的C++语法相违背，因为C++中，不写明返回值类型的函数返回值类型为void，表示不返回值。这种语法 不兼容性是为了加强C++的类型安全，但同时也带来了一些代码兼容性问题。

代码示例

VarType Func (Arg1, Arg2, Arg3, ... ArgN)
{
    VarType Var1, Var2, Var3, ...VarN;
    //...
    return VarN;
}

假设sizeof(VarType) = 4(DWORD), 则一次函数调用汇编代码示例为:

调用方代码:

push ArgN ; 依次逆序压入调用参数
push ...
push Arg1
call Func_Address ; 压入当前EIP后跳转

跳转至被调方代码:

push ebp ; 备份调用方EBP指针
mov ebp, esp ; 建立被调方栈底
sub esp, N * 4; 为局部变量分配空间
mov dword ptr[esp - 4 * 1 ], 0 ; 初始化各个局部变量 = 0 这里假定VarType不是类 
mov dword ptr[esp - 4 * ... ], 0
mov dword ptr[esp - 4 * N ], 0
. . . . . . ; 这里执行一些函数功能语句(比如将第N个参数[ebp + N * 4]存入局部变量), 功能完成后将函数返回值存至eax
add esp, N * 4 ; 销毁局部变量
mov esp, ebp ; 恢复主调方栈顶
pop ebp ; 恢复主调方栈底
ret ; 弹出EIP 返回主调方代码

接上面调用方代码:
add esp, N * 4 ; 释放参数空间, 恢复调用前的栈
mov dword ptr[ebp - 4], eax ; 将返回值保存进调用方的某个VarType型局部变量

进入函数时堆栈分配示意图
内存低地址 | ESP - - - - - - - - - - - - - - - - EBP - - - - - - - - - - - - - - - - - - - - - >| 内存高地址
Stack State: VarN . . . Var3 Var2 Var1 SFP EIP Arg1 Arg2 Arg3 . . . ArgN

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SFP 解释:        除了堆栈指针(ESP指向堆栈顶部的的低地址)之外, 为了使用方便还有指向帧内固定地址的指针叫做帧指针(FP)。有些文章把它叫做局部基指针(LB-local base pointer)。从理论上来说, 局部变量可以用SP加偏移量来引用。 然而, 当有字被压栈和出栈后, 这些偏移量就变了。 尽管在某些情况下编译器能够跟踪栈中的字操作, 由此可以修正偏移量, 但是在某些情况下不能。而且在所有情况下, 要引入可观的管理开销。 而且在有些机器上, 比如Intel处理器, 由SP加偏移量访问一个变量需要多条指令才能实现。
        因此, 许多编译器使用第二个寄存器, FP, 对于局部变量和函数参数都可以引用, 因为它们到FP的距离不会受到PUSH和POP操作的影响。 在Intel CPU中, BP(EBP)用于这个目的。 在Motorola CPU中, 除了A7(堆栈指针SP)之外的任何地址寄存器都可以做FP。考虑到我们堆栈的增长方向, 从FP的位置开始计算, 函数参数的偏移量是正值, 而局部变量的偏移量是负值。
        当一个例程被调用时所必须做的第一件事是保存前一个FP(这样当例程退出时就可以恢复这个被保存的FP称为SFP)。 然后它把SP复制到FP, 创建新的FP, 把SP向前移动为局部变量保留空间。 这称为例程的序幕(prolog)工作。当例程退出时, 堆栈必须被清除干净, 这称为例程的收尾(epilog)工作。 Intel的ENTER和LEAVE指令, Motorola的LINK和UNLINK指令, 都可以用于有效地序幕和收尾工作。

         所有局部变量都在栈中由函数统一分配，形成了类似逆序数组的结构，可以通过指针逐一访问。这一特点具有很多有趣性质，比如，考虑如下函数，找出其中的错误及其造成的结果：

void f()

{

int i,a[10];

for(i=0;i<=10;++i)a[i]=0;/An error occurs here!

}

        这个函数中包含的错误，即使是C++新手也很容易发现，这是老生常谈的越界访问问 题。但是这个错误造成的结果，是很多人没有想到的。这次的越界访问，并不会像很多新手预料的那样造成一个“非法操作”消息，也不会像很多老手估计的那样会 默不作声，而是导致一个死循环。
        错误的本质显而易见，我们访问了a[10]，但是a[10]并不存在。C++标准对于越界访问只是说“未定义操作”。我们知道，a[10]是数组a所在位置之后的一个位置，但问题是，是谁在这个位置上。是i!
        根据前面的讨论，i在数组a之前被声明，所以在a之前分配在栈上。但是，I386上栈是向下增长的，所以，a的地址低于i的地址。其结果是在循环的最后， a[i]引用到了i自己！接下来的事情就不难预见了，a[i]，也就是i，被重置为0，然后继续循环的条件仍然成立……这个循环会一直继续下去，直到在你 的帐单上产生高额电费，直到耗光地球电能，直到太阳停止燃烧……呵呵，或者直到聪明的你把程序Kill了……