Cortex-M3 系列处理器是基于 ARMv7-M 架构的处理器，应用非常广泛，为了能够深入的分析在此平台上跑 RTOS 的各种细节，所以有必要写一篇关于 CM3 处理器的结构相关的文章（CM4 类似），在 OS 调度初始化、系统调用、进程调度等方面的细节均是和具体处理器息息相关，所以先让我们来看看 CM3 处理器的一些特征；
1、寄存器组
如下所示，CM3 处理器拥有 R0~R15 一共 16 个内部寄存器，其中：
R0~R12 称之为通用寄存器。在这 13 个寄存器中，根据指令集访问的特性，R0~R7 是所有指令都可以访问，而 R8~R12 只有很少的 16 位的 Thumb 指令可以访问，32 位的 Thumb-2 不受限制；
R13 默认情况下被用做堆栈指针；堆栈指针分为 MSP 和 PSP，后面会详细描述；
R14 默认情况作为 LR，也就是链接寄存器，当程序调用其他函数后，此寄存器保存了返回地址，使得子程序执行完毕后，得以返回；
R15 默认作为 PC 指针；
2、特殊功能寄存器组
CM3 中，除了上述 16 个寄存器以外，还有几个特殊的寄存器组：
xPSR：状态寄存器；
PRIMASK：中断屏蔽寄存器；
FAULTMASK：中断屏蔽寄存器；
BASEPRI：中断屏蔽寄存器，按照优先级进行屏蔽；
CONTROL：处理器模式和堆栈选择；
他们的含义如下：
下面我们一个一个看
2.1、xPSR
xPSR 是 Program Status Register 程序状态寄存器的意思，前面有个 x 代表他是由 3 个小的寄存器构成：
APSR：应用程序状态寄存器；
IPSR：中断程序状态寄存器；
EPSR：执行程序状态寄存器；
它们 3 个一起叫做程序状态寄存器，xPSR 的组成是 32 位的寄存器，在这 32 位中，APSR、IPSR、EPSR 各占一部分：
蓝色部分是 APSR，占领了高 27bit ~ 31bit
紫色部分是 EPSR，占领了高 9bit ~ 26bit
绿色部分是 IPSR，占领了低 0bit ~ 8bit
如果写汇编的话呢，APSR 的 N、Z、C、V、Q 这些标志会被使用到，详见指令集部分；
IPSR 中存储了当前服务的中断号；
2.2、PRIMASK
这个是只有单一 bit 的寄存器。当它被置位 1 后，就关掉了所有可屏蔽的异常（中断），只剩下 NMI 和 HardFault 可以响应。缺省值是 0，表示没有屏蔽中断；
PRIMASK 也可以叫一级中断开关，这里值得注意的是，即便是通过 PRIMASK 写 1 屏蔽了中断，但是中断依然会在门外被 Pending 住，只不过得不到执行，如果在 PRIMASK 为 1 的情况下，有中断在外 Pending 了，此刻往 PRIMASK 写 0，那么立马会进入 ISR；也就是说，PRIMASK 只是屏蔽掉中断，而并不是不让中断源产生中断！
2.3、BASEPRI
这个寄存器最多有 9 bit（由表达优先级的位数决定）。它定义了被屏蔽优先级的阈值；换言之，当这个寄存器被设置某个数值后，所有优先级号大于等于该值的中断都被关闭（优先级号越大，优先级越低）；默认值是0，也就是不关闭任何中断；
2.4、FAULTMASK
这也是只有 1 bit 的寄存器，当设置为 1 的时候，只有 NMI 才能够响应，其他所有的异常，甚至是 HardFault 也不响应，默认值是 0，也就是都响应；
2.5、CONTROL
根据名字就知道，这是个控制寄存器，这个控制寄存器由两个 bit 构成，我们称之为 CONTROL[0] 和 CONTROL[1]；
CONTROL[0] 用来指明运行的 CPU 的特权级别；
CONTROL[1] 用来指明使用的堆栈类型；
稍后会对堆栈指针和 CPU 特权级别以及线程模式/Handler 模式做说明；
2.6、特殊寄存器组访问方式
上述的特殊寄存器组 xPSR、PRIMASK、FAULTMASK、BASEPRI 以及 CONTROL 都是 CM3 内核的寄存器，CM3 定义的访问他们的方式是只能通过 MRS 和 MSR 指令，比如：
MRS R0, BASEPRI ; 读取 BASEPRI 到 R0
MRS R0, FAULTMASK ; 读取 FAULTMASK 到 R0
MRS R0, PRIMASK ; 读取 PRIMASK 到 R0
MRS R0, CONTROL ; 读取 CONTROL 到 R0
MSR BASEPRI, R0 ; 将 R0 写入 BASEPRI
MSR FAULTMASK, R0 ; 将 R0 写入 FAULTMASK
MSR PRIMASK, R0 ; 将 R0 写入 PRIMASK
MSR CONTROL, R0 ; 将 R0 写入 CONTROL
其实，为了快速的开关中断，CM3 还专门定义了一条叫 CPS 的指令，有如下 4 种用法：
CPSID I ;PRIMASK=1, ;关中断
CPSIE I ;PRIMASK=0, ;开中断
CPSID F ;FAULTMASK=1 ;关异常
CPSIE F ;FAULTMASK=0 ;开异常
3、处理器工作模式
在 2.5、CONTROL 章节提到了工作模式和特权等级这里就需要说明一下 CM3 处理器的工作模式和特权等级做一下说明；
3.1、运行等级
CM3 有两种运行等级：
1、特权等级；
2、用户等级；
处理器在特权等级（Privilege ）下，代码可以访问任意的寄存器；
处理器在用户等级（User）下，对系统控制寄存器 SCS（System Control Space）和特殊寄存器（通过 MSR/MRS 访问的寄存器）的访问将被阻止（除了 APSR，因为 APSR 是专门用于给应用程序标志位的）；如果在用户级下，访问了上述寄存器，那么 HardFault 伺候；
SCS 就是那些 NVIC、SCB（系统控制寄存器）这些的玩意；
也就是说，特权级和用户级的区别在于，访问 Core 寄存器的限制！
3.2、运行模式
CM3 的运行模式分为两种：
1、Thread 模式：也就是说的线程模式
2、Handler 模式；
简言之，线程模式就是跑普通代码时候处理器所处的模式，Handler 模式就是异常的时候处理器的模式；
3.3、运行等级 VS 运行模式
运行等级和运行模式之间有如下关系：
对这个图的解释为：
异常 Handler 一定是 Handler 模式，并且一定是特权级；
正常住应用代码，即，非 ISR 运行的程序（线程模式）可以是特权级（访问所有的寄存器），也可以运行在用户级（寄存器访问受限）
正常情况下，系统复位后，处理器处于特权级+线程模式（因为系统复位后，一般都需要先配置系统寄存器，状态等）；
在配置完本机需要的系统寄存器后，可以选择往 CONTROL[0] 写1，进入用户线程模式，此刻系统寄存器不在接受改动，一旦进入了用户线程模式，用户级下的代码不能再试图修改 CONTROL[0] 来返回特权模式；
但是用户线程模式下，可以通过触发一个异常 Handler，进入 Handler 模式，所有 Handler 模式一定都是特权模式，可以在这个模式下去更改 CONTROL[0]，让 Handler 返回的时候再次进入特权的线程模式；
状态转换如下所示：
典型的时序如下所示：
当在线程特权模式进入中断后，处理器的特权等级和模式一直处于特权级，仅仅有线程模式变化为 Handler 模式区别，如下：
当在线程用户模式进入中断后，处理器在 Handler 下处于特权级，退出 Handler 后，变化为用户级，如下：
4、堆栈
CM3 处理器使用的是 “向下生长的满栈” 模型，什么叫向下生长的满栈呢？首先我们聊一下处理器堆栈模型，堆栈模式分为 4 种：
1、向下生长的满栈；
2、向下生长的空栈；
3、向上生长的满栈；
4、向上生长的空栈；
向下生长的含义是：堆栈由高地址向低地址生长；
向上生长的含义是：堆栈由低地址向高地址生长；
满栈的含义是：栈指针pos指向的是一个空的 slot，也就是下一个可用的空闲。便于压栈，而弹的时候需要弹pos-1或者pos+1
空栈的含义是：栈指针pos指向的是一个有可用数据的 slot，也就是最后一个使用的空间。便于弹栈，而压的时候需要压pos+1或者pos-1。
OK，CM3 处理器使用了“向下生长的满栈”模型，R13 默认作为了 SP 堆栈指针；
既然是这样，在简单的应用场景下，那么在初始化堆栈指针的时候呢，最为安全的办法是，将 SP 指针初始化到 SRAM 的最高位置（也就是末尾）；代码和数据从 SRAM 起始地址开始递增，这样便最大程度上避免数据互踩；
CM3 为了能够更好的支持 OS，支持了双堆栈机制，双堆栈不是指的有两个堆栈，而是说系统中支持两个堆栈指针（但是当前使用的 SP 只能是其中之一）：
1、MSP：主堆栈指针；
2、PSP：用户堆栈指针；
还记得 CONTROL 寄存器么，它是 2 bit 构成，CONTROL[1] 用来决定使用哪个堆栈！
CONTROL[1] = 0 的时候，使用 MSP
CONTROL[1] = 1 的时候，使用 PSP
在简单的应用场景下，如果裸机的情况下，不打算对系统进行任何保护，CM3 上电后默认系统跑在特权的线程模式，默认使用 MSP 作为 SP 堆栈指针（即 CONTROL[1] = 0 ）；中断/异常 Handler 下也使用 MSP 作为 SP 堆栈指针；
当 CONTROL[1] = 1 的时候，线程模式不在使用 MSP，而是使用 PSP（Handler 模式永远使用 MSP）；
那么什么时候使用 PSP 呢？比如你要跑一个 RTOS，多任务，那么每个任务都需要有自己的堆栈，此刻 PSP 就可以用起来了；PSP 将用户堆栈和系统堆栈 MSP 分开，防止用户堆栈破坏系统 OS 堆栈；
在这种情况下的 PSP 与 MSP 切换，是硬件自动完成并压栈的，无需软件干预；
在带 OS 情况下，OS 可以手动压栈弹栈，修改 PSP 来达到切换任务上下文目的；
访问 MSP 和 PSP 也需要通过使用 MRS、MSR指令来完成：
MRS R0, MSP ; 读取 MSP 指针到 R0 MSR MSP, R0 ; 写 R0 的值到 MSP MRS R0, PSP ; 读取 PSP 指针到 R0 MSR PSP, R0 ; 写 R0 的值到 PSP
5、指令集
cortex-M3 使用的是 Thumb-2 指令集
指令集部分内容较多，请参考 Cortex-M3 权威指南指令集章节；以后将会将常用的指令（STR, LDR, LDMIA, STMIA等）拿出来分析；
6、中断/异常向量表
CM3 的中断/异常依赖于一个异常向量表，0~15 的编号为系统所用，大于 16 的编号为芯片公司自行定义的中断，最大支持到中断标号 255（一般用不到那么多）；
这里主要分为几类：
1、Reset Handler：复位信号；
2、NMI：不可屏蔽信号，通过接 NMI 引脚；
3、系统各种 fault：包括 HardFault，BusFault，MemManageFault，UsageFault；
4、SVC 系统调用；
5、PendSV：给 OS 调度预留；
6、IRQ #xxx：芯片公司定义；
既然称之为 “中断向量表”，那么它就是一张软硬件约定好的一个表，默认地址放在 0x0000_0000 开始（0x0000_0000 为 MSP，Reset Handler 放在 0x0000_0004），当发生对应中断/异常的时候，CPU 到这张表对应的地址去获取 ISR 的入口，并跳转到对应的 ISR 执行；
在 CM3 处理器中，实现了一个叫 NVIC 的东西，全名叫中断向量嵌套控制器；在软件层面，它是以一组寄存器的形式体现出来，软件可以编程 NVIC 寄存器，实现中断优先级，中断使能，中断禁能，清除 Pending，手动 Pending 等操作；
NVIC 能够支持中断嵌套，即高优先级的中断抢占低优先级的中断（注意，都是用的是 MSP），但自己无法抢占自己；
更多的 NVIC 相关的东西不在多说，配合权威指南，通俗易懂；
7、中断/异常响应序列
当系统发生中断/异常的时候，CM3 处理器会：
1、入栈：将 8 个寄存器的值压入栈；
2、取向量：从向量表中获取对应中断的 ISR 入口地址；
3、选择堆栈指针 MSP/PSP，更新到堆栈指针 SP 中，更新链接寄存器 LR，更新 PC；
入栈就是在进入中断/异常服务程序之前的现场保存，硬件自动将 xPSR、PC、LR、R12、R3、R2、R1、R0 压入堆栈：
如果当中断/异常发生时刻，正在使用 PSP，则压入 PSP；否则压入 MSP；
一旦进入 ISR，那就一直使用 MSP；
7.1、中断/异常入栈
假设准备入栈的时候，SP 的值为 N，那么在入栈顺序如下所示（由于处理器流水线，自动入栈过程中写入的时间顺序和空间顺序并不是一致的）
从存储序列的空间顺序来讲，是表从上到下的顺序，时间顺序是 PC，xPSR.... 的顺序；
CM3 这样做，也是有原因，先保存 PC 和 xPSR 可以更早的启动 ISR 的指令预取（因为需要修改 PC），同时也可以在早起就更新 xPSR 的 IPSR 的值；
R0~R3 和 R12 入栈了，那其他的 R4~R11 呢，在 ARM 的 C 语言标准函数调用约定中（AAPCS）编译器优先使用入栈的寄存器来保存中间结果，如果真的用到了 R4~R11，编译器生成代码来 push 它们；
7.2、取向量
在数据总线正在入栈操作的同时，指令总线从向量表中找出对应的 ISR 的入口，这两者同时进行；
7.3、更新寄存器
当上述两步完成之后，还需要更新一些寄存器：
SP：入栈后，把堆栈指针更新到新的位置，在 ISR 中使用 MSP；
xPSR：更新 IPSR 为对应的异常编号；
PC：取向量完成后，PC 将指向 ISR 的入口；
LR：在出入 ISR 的时候，LR 的值不再是我们之前理解的链接寄存器的含义，此刻的 LR 称为 EXC_RETURN；在异常进入的时候，由系统计算赋值给 LR 寄存器，在异常返回的时候使用它；
7.4、异常返回值 EXC_RETURN
当进入 ISR 的时候，LR 将被赋予新的含义：EXC_RETURN；这个是高 28 位全部为 1，只有 [3：0] 有含义；
当异常服务程序将这个值送给 PC，就意味着启动处理器的中断返回序列
如果主程序在线程模式并使用 MSP 的时候进入 ISR，则 EXC_RETURN=0xFFFF_FFF9
如果主程序在线程模式并使用 PSP 的时候进入 ISR，则 EXC_RETURN=0xFFFF_FFFD
如果当前运行在一个 ISR，此刻来了优先级更高的 ISR，则 EXC_RETURN=0xFFFF_FFF1
线程模式 + MSP 进入 ISR1 的时候，LR 被设置成为了 0xFFFF_FFF9，因为返回的时候是线程模式 + MSP
此刻被 ISR2 嵌套了，所以 LR 更新为了 0xFFFF_FFF1
线程模式 + PSP 的时候进入 ISR1，此刻 LR 更新为 0xFFFF_FFFD，因为返回的时候，是线程模式 + PSP
此刻 ISR2 优先级更高，嵌套了 ISR1，所以 LR 更新为 0xFFFF_FFF1
8、SVC 和 PendSV
这两个 IRQ 与操作系统相关，所以拉出来单独聊聊；
玩过 ARM7 的都知道，有一个指令叫 SWI，软件中断，SVC 和 SWI 是一样的，主要的目的是用来呼叫系统调用，进入操作系统内核；一般的，操作系统不允许让用户态的程序直接访问硬件（防止破坏），如果用户态的软件要访问硬件，需要通过系统调用（在 Linux 上的 open、write，read，ioclt 这些）进入内核态；那么这个 SVC（SWI）就是呼叫系统调用的方式；
这种方式使得用户代码和具体硬件无关，硬件全部交给 OS；
SVC 只是作为一个封皮，通过系统调用，进入 SVC Handler 特权级的 Handler 模式；
SVC 异常通过执行 SVC 指令产生，该指令需要一个 8 位的立即数充当系统调用号，SVC 异常的 ISR 会去拿出此立即数，从而判断本次的系统调用具体是要呼叫哪种系统调用函数（Open，Write，Read 的调用号不一样）；比如：
SVC 0x03; 调用 3 号系统服务
注意：这个 8 位的立即数，被封装在指令本身中，就像上面的例子，呼叫 3 号系统服务，这个 3 被封装在触发这个 SVC 异常的 SVC 指令中；因此，在 SVC 的 ISR 中，需要读取本次触发 SVC 异常的 SVC 指令，并且提取出 8 位立即数的位段，来知道系统调用号，提取的代码如下：
首先是一段汇编，通过判断 EXC_RETURN 的值来判断是 PSP 还是 MSP：
__asm void SVC_Handler(void) { // 汇编操作，用于提出堆栈帧的起始位置，并放到R0中，然后跳转至实际的SVC服务例程中 IMPORT svc_handler TST LR, #4 ITE EQ MRSEQ R0, MSP MRSNE R0, PSP B svc_handler }
然后将 SP 堆栈指针放到 R0 中，跳转到 SVCHandler_main：
// “真正”的服务函数，接受一个指针参数（pwdSF）：堆栈栈的起始地址。 // pwdSF[0] = R0 , pwdSF[1] = R1 // pwdSF[2] = R2 , pwdSF[3] = R3 // pwdSF[4] = R12, pwdSF[5] = LR // pwdSF[6] = 返回地址（入栈的PC） // pwdSF[7] = xPSR unsigned long svc_handler(unsigned int* pwdSF) { unsigned int svc_number; unsigned int svc_r0; unsigned int svc_r1; unsigned int svc_r2; unsigned int svc_r3; int retVal; //用于存储返回值 svc_number = ((char *) pwdSF[6])[-2]; // 没想到吧，C的数组能用得这么绝！ svc_r0 = ((unsigned long) pwdSF[0]); svc_r1 = ((unsigned long) pwdSF[1]); svc_r2 = ((unsigned long) pwdSF[2]); svc_r3 = ((unsigned long) pwdSF[3]); printf (“SVC number = %xn”, svc_number); printf (“SVC parameter 0 = %x ”, svc_r0); printf (“SVC parameter 1 = %x ”, svc_r1); printf (“SVC parameter 2 = %x ”, svc_r2); printf (“SVC parameter 3 = %x ”, svc_r3); //做一些工作，并且把返回值存储到retVal中 pwdSF[0]=retVal; return 0; } //注意，这个函数返回的其实不是0！进一步地，灰色的文字只是用于哄编译器开心的，具体参考Cortex-M3权威指南P169
SVCHandler_main 提取 svc_number 这个地方和 CM3 处理器异常入栈顺序相关，这里获取到了引发异常的 PC，也就是呼叫 SVC 的那个地方的指令，并获取到 8 位立即数（数组[-2]的方式）
8.2、PendSV
PendSV 可以像普通中断一样被 Pending（往 NVIC 的 PendSV 的 Pend 寄存器写 1），常用的场合是 OS 进行上下文切换；它可以手动拉起后，等到比他优先级更高的中断完成后，在执行；
假设，带 OS 系统的 CM3 中有两个就绪的任务，上下文切换可以发生在 SYSTICK 中断中：
这里展现的是两个任务 A 和 B 轮转调度的过程；但是，如果在产生 SYSTICK 异常时，系统正在响应一个中断，则 SYSTICK 异常会抢占其他 ISR。在这种情况下 OS 是不能执行上下文切换的，否则将使得中断请求被延迟；
而且，如果在 SYSTICK 中做任务切换，那么就会尝试切入线程模式，将导致用法 fault 异常；
为了解决这种问题，早期的 OS 在上下文切换的时候，检查是否有中断需要响应，没有的话，采取切换上下文，然而这种方法的问题在于，可能会将任务切换的动作拖延很久（如果此次的 SYSTICK 无法切换上下文，那么要等到下一次 SYSTICK 再来切换），严重的情况下，如果某 IRQ 来的频率和 SYSTICK 来的频率比较接近的时候，会导致上下文切换迟迟得不到进行；
引入 PendSV 以后，可以将 PendSV 的异常优先级设置为最低，在 PendSV 中去切换上下文，PendSV 会在其他 ISR 得到相应后，立马执行：
上图的过程可以描述为：
1、任务 A 呼叫 SVC 请求任务切换；
2、OS 收到请求，准备切换上下文，手动 Pending 一个 PendSV；
3、CPU 退出 SVC 的 ISR 后，发现没有其他 IRQ 请求，便立即进入 PendSV 执行上下文切换；
4、正确的切换到任务 B；
5、此刻发生了一个中断，开始执行此中断的 ISR；
6、ISR 执行一半，SYSTICK 来了，抢占了该 IRQ；
7、OS 执行一些逻辑，并手动 Pending PendSV 准备上下文切换；
8、退出 SYSTICK 的 ISR 后，由于之前的 IRQ 优先级高于 PendSV，所以之前的 ISR 继续执行；
9、ISR 执行完毕退出，此刻没有优先级更高的 IRQ，那么执行 PendSV 进行上下文切换；
10、PendSV 执行完毕，顺利切到任务 A，同时进入线程模式；
9、其他
NVIC 还提供了一些 fault 状态寄存器，以便于 fault 服务例程找出导致异常的具体原因。
参考链接：
https://blog.csdn.net/zhoutaopower/article/details/106993348