參考 Cortex-M3權(quán)威指南中文版

PendSV異常是和系統(tǒng)調(diào)用有些類似，cpu 需要手動將往NVIC 的PendSV 懸起寄存器中寫1，然后產(chǎn)生中斷， 系統(tǒng)調(diào)用（SVC）是cortex-M3? CPU執(zhí)行 SVC指令之后產(chǎn)生中斷（arm中一般是SWI 指令），都是軟件的方式產(chǎn)生的中斷，稱其為內(nèi)中斷。

PendSV 和SVC? 兩個內(nèi)中斷的不同之處在于：

SVC指令執(zhí)行之后，必須立即響應(yīng)（保證能夠立即硬件入棧r0-r3等寄存器，這是因為SVC中斷需要傳遞參數(shù)到中斷模式，所以必須立即響應(yīng)，保證寄存器中存儲的參數(shù)不被破壞，另一個原因是用戶態(tài)程序，即線程模式的程序有的時候必須得到SVC中斷響應(yīng)函數(shù)的返回值才能繼續(xù)執(zhí)行，否則強行繼續(xù)執(zhí)行，將會出錯），SVC的中斷服務(wù)程序（ISR）立即執(zhí)行，如果此時有別的ISR正在執(zhí)行，且此中斷的優(yōu)先級比SVC的優(yōu)先級高，將會產(chǎn)生硬fault，

（注：SVC通常在用戶級線程模式下運行，但可以在特權(quán)級線程模式或者handler模式下運行，詳見《cortex m3 權(quán)威指南》第12章，非基級的線程模式 一節(jié)，如果在一個中斷的ISR中調(diào)用 SVC，而且此ISR的優(yōu)先級比SVC的優(yōu)先級高，那么會產(chǎn)生硬fault，這是合理的，SVC必須立即得到響應(yīng)，但是響應(yīng)過程中允許被其他中斷打斷? 例如在svc中斷觸發(fā)后，開始硬件入棧，但svc的ISR還沒有開始執(zhí)行，此時來了個優(yōu)先級比SVC優(yōu)先級更高的中斷，那么優(yōu)先級高的中斷將以 晚到中斷 的形式執(zhí)行， 執(zhí)行完畢后 SVC的ISR再以? 咬尾中斷 的形式執(zhí)行）

SVC中斷 和 其他中斷還有不同之處，? 其他中斷一般都是 不需要參數(shù)和返回值的，? 所以中斷觸發(fā)之后的 硬件入棧 之后 和 執(zhí)行出棧序列 之前，中斷的ISR一般是不修改 保存在棧的R0-R3、xpsr、PC? 和 LR 寄存器的，（也有特殊情況，例如 上述提到過的 《cortex m3 權(quán)威指南》第12章，非基級的線程模式 一節(jié)）， 但是SVC中斷是可能需要 參數(shù)或者 返回值的，? 參數(shù)和返回值要借助? R0-R3寄存器來傳遞，? 考慮到cortex-m3的晚到中斷、咬尾中斷等硬件機制，? SVC觸發(fā)后， SVC的ISR執(zhí)行過程中不能直接讀取R0-R3寄存器獲取參數(shù)，而是要到棧中讀取 保存的R0-R3寄存器的值，來獲取參數(shù)，SVC的ISR 返回? 返回值的時候，也不能直接 向R0寄存器中寫入返回值，出棧序列執(zhí)行后，R0的值會被棧中保存的R0的值覆蓋，正確的做法是，修改棧中保存的R0的值，修改為要返回的值

注：這里說的 線程模式 handler模式? 特權(quán)級 用戶級的關(guān)系如下：

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SVC一般在用戶線程模式下執(zhí)行。它設(shè)計的本意就是讓用戶模式完成到普通模式的切換。

PendSV中斷，一般在特權(quán)模式下 往 NVIC 的PendSV 懸起寄存器中寫1，來觸發(fā)，一般在SysTick中斷的ISR中執(zhí)行，也就是Handler模式下并且，PendSV的優(yōu)先級一般設(shè)置成最低，PendSV的ISR一般等到其他中斷全部響應(yīng)完成后，再響應(yīng)，PendSV（懸起異常）設(shè)計的理念就是可以將此異常懸起， 這樣就可以完美應(yīng)用在? 上下文切換的場景中。? 上下文切換可以再SVC和SysTick的ISR中完成，這里只說SysTick（系統(tǒng)滴答時鐘中斷），如果SysTick發(fā)生時，程序執(zhí)行在用戶級的線程模式，則沒有問題，如下圖：

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但是如果，Systick發(fā)生時，是在其他中斷的ISR中，則系統(tǒng)是不允許系統(tǒng)調(diào)用發(fā)生的，如果允許將會產(chǎn)生如下效果：

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我們可以看到，IRQ中間被中斷了，并且中斷的時間 包含上下文切換以及任務(wù)B的一個時間片，這個時間是不確定的，IRQ的沒有得到及時的響應(yīng)，這在實時系統(tǒng)中是堅決不允許的。所以 就引入了 PendSV，如果在SYSTICK來臨的時候，檢測到有IRQ在執(zhí)行，就延緩上下文切換， 在SYSTICK的ISR中 使用PendSV懸起一個異常，等之前的IRQ執(zhí)行完之后，在執(zhí)行上下文切換，如下圖：

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事件的流水賬記錄如下：
1. 任務(wù) A 呼叫SVC 來請求任務(wù)切換（例如，等待某些工作完成）
2. OS 接收到請求，做好上下文切換的準備，并且pend 一個PendSV 異常。
3. 當 CPU 退出SVC 后，它立即進入PendSV，從而執(zhí)行上下文切換。
4. 當 PendSV 執(zhí)行完畢后，將返回到任務(wù)B，同時進入線程模式。
5. 發(fā)生了一個中斷，并且中斷服務(wù)程序開始執(zhí)行
6. 在 ISR 執(zhí)行過程中，發(fā)生SysTick 異常，并且搶占了該ISR。
7. OS 執(zhí)行必要的操作，然后pend 起PendSV 異常以作好上下文切換的準備。
8. 當 SysTick 退出后，回到先前被搶占的ISR 中，ISR 繼續(xù)執(zhí)行
9. ISR 執(zhí)行完畢并退出后，PendSV 服務(wù)例程開始執(zhí)行，并且在里面執(zhí)行上下文切換
10. 當 PendSV 執(zhí)行完畢后，回到任務(wù)A，同時系統(tǒng)再次進入線程模式。
詳見Cortex-M3權(quán)威指南124頁。

注，這里我想說明的是根據(jù)圖7.16我的個人推論，可能是錯誤的，? 在linux中? 每一個用戶空間的進程都有自己的用戶棧，和核心棧，如果cortex-m3結(jié)合rt-thread也是用這個模式，可以印證圖7.16，當IRQ執(zhí)行的過程中，Systick異常發(fā)生， IRQ的執(zhí)行上下文現(xiàn)場被保存在任務(wù)A的核心棧中，然后執(zhí)行上下文切換，上下文切換完成后，寄存器MSP和PSP分別指向了任務(wù)B的核心棧指針和用戶棧指針，然后IRQ隨著任務(wù)A被封存而封存，任務(wù)B壓根不知道任務(wù)A的 棧中還封存著一個IRQ，因為任務(wù)B及時有權(quán)限不應(yīng)該去破話另一個任務(wù)的棧空間。直到任務(wù)A重新得到CPU，IRQ接著在任務(wù)A的棧空間繼續(xù)執(zhí)行，可惜從中斷產(chǎn)生到中斷服務(wù)程序結(jié)束，已經(jīng)隔了十萬八千年。

經(jīng)過實際驗證，Cortex m3結(jié)合rt-thread 應(yīng)該沒有使用和linux一樣的模型，? 而是所有的線程共享內(nèi)核棧，即MSP 執(zhí)行的棧空間所有線程共享，這里和linux-arm有個小區(qū)別，linux-arm 中斷來臨的時候，保存現(xiàn)場都是保存在內(nèi)核棧中，這個內(nèi)核棧是每一個內(nèi)核線程獨有的， 而 Cortex-m3--rtthread? 是中斷來臨之前使用用戶棧（PSP寄存器所指的棧空間），保護現(xiàn)場就在用戶棧，中斷來臨之前使用核心棧（MSP寄存器所指），保護現(xiàn)場就用核心棧，但由于PendSV懸起中斷的引入，所以線程切換的都借助PendSV來完成，這就保證線程切換的PendSV來臨之前保護現(xiàn)場，一定在用戶棧，用戶棧是每個線程所獨有的，所以，綜上所述，? 針對線程切換所對應(yīng)的中斷，? linux-arm保存現(xiàn)場都是在核心棧， 而cortex-rtthread都是在用戶棧，但是他們都能保證，保存現(xiàn)場所用 的空間是每一個內(nèi)核線程獨有的。

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總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的Cortex-M3 PendSV 中断 系统调用 说明的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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