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场（寄存器）
恢复现场流程
1 异常与中断处理流程
1.1 程序执行方式
ARM中控制程序执行的三种方式：
- 正常程序是顺序执行的，在CM3中每执行一条指令，PC += 4；
- 通过跳转指令，程序可以跳转到特定的地址标号/特定的子程序处执行；
- 当异常/中断发生时，系统执行完当前指令后，将跳转到相应的ESR/ISR处执行。当执行完后程序返回发生中断的指令的下一条指令处执行。（进入ESR/ISR前先保护被中断程序的执行现场，从异常程序退出时，要恢复现场）
1.2 处理流程
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初始化
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设置中断源
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设置中断控制器（中断屏蔽寄存器组、优先级）
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设置CPU总开关，使能中断
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执行正常程序
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产生中断->中断信号发给中断控制器->CPU
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CPU每执行完一条指令，都会检查有无中断/异常产生（硬件）
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发现有异常/中断产生->开始处理：
- 保护现场
- 分辨异常/中断，调用对于异常/中断的处理函数
- 恢复现场
1.2.1 Cortex-M3/4处理流程
参考资料：DDI0403E_B_armv7m_arm.pdf、ARM Cortex-M3与Cortex-M4权威指南.pdf、PM0056.pdf
- 保存现场（硬件）：把被中断瞬间的寄存器的值保存进栈里
- 分辨异常/中断（硬件）
- 根据异常/中断号，从向量表中得到函数地址，跳转过去执行
- 函数执行完后，从栈中恢复现场（软件触发，硬件恢复）
1.2.2 Cortex-A7处理流程
参考资料：ARM ArchitectureReference Manual ARMv7-A and ARMv7-R edition.pdf
- CPU切换到对应的异常模式
- 用户模式（usr）
- 快速中断模式（fiq）
- 外部中断模式（irq）
- 特权模式（sve）
- 中止模式（abort）
- 未定义指令模式（undefined）
- 系统模式（sys）
- 保存被中断时的CPSR到SPSR
- CPSR：current program status register，当前程序状态寄存器
- SRSR：saved program status register，保存的程序状态寄存器
- 向量表上放置的是跳转指令（如发生任何中断时，CPU会从向量表里找到下面第6项（0~7），得到
ldr pc, _irq指令，执行后就跳转到_irq函数），在跳转到的函数中：- 保存现场
- 分辨异常/中断
- 调用对应的处理函数
- 恢复现场
_start:
b reset
ldr pc, _undefined_instruction
ldr pc, _software_interrupt
ldr pc, _prefetch_abort
ldr pc, _data_abort
ldr pc, _not_used
ldr pc, _irq
ldr pc, _fiq
上面启动代码来自：u-boot-arch-arm-lib-vectors.s
综上，两者区别：
- 保存现场：cortex M3/M4里是硬件完成，cortex A7等是软件实现
- 分辨异常/中断：cortex M3/M4里是硬件完成，cortex A7等是软件实现
- 调用处理函数：cortex M3/M4里是硬件来调用，cortex A7等是软件自己去调用
- 恢复现场：cortex M3/M4里是软件触发、硬件实现，cortex A7等是软件实现
2 保存与恢复现场
2.1 为什么要保存现场
举例分析：
上述4条汇编指令，它们被异常打断时，需要保证在异常处理完后，被打断的程序还能正确运行，需要保存的数据：
-
执行完第1条指令时程序被打断，恢复运行时，R0要保持不变
-
执行完第2条指令时程序被打断，恢复运行时，R0、R1要保持不变
-
执行完第3条指令时程序被打断，比较结果保存在程序状态寄存器里，恢复运行时，程序状态寄存器保持不变
上述指令要读取a、b内存，当被打断时无需保存，因为只要程序不越界，内存就保持不变。因此关键在于R0、R1、程序状态寄存器的保存：
- 在处理异常前，把这些寄存器保存在栈中，即为保存现场
- 在处理完异常后，从栈中恢复这些寄存器，即为恢复现场
2.2 需要保存的现场（寄存器）
根据ATPCS：C函数可以修改R0~R3、R12、R14（LR）及PSR寄存器（M3/M4中称为XPSR，A7中称为CPSR）。若C函数需要使用R4~R11，就应该把它们保存到栈里，在函数结束前在从栈中恢复它们。
因此，寄存器被拆分成2部分：
- 调用者保存的寄存器(R0-R3,R12,LR,PSR)：函数调用子程序后，若还需使用其中某些寄存器，则在调用前需保存到栈中，调用结束后再从栈中恢复。
- 被调用者保存的寄存器(R4-R11)：被调用者需要使用其中某些寄存器时，则需将它们保存到栈中，函数退出前恢复它们的原始值，因此其他程序可能在使用这些寄存器。
例如，函数A（调用者）调用函数B（被调用者）时：
对于函数A：
- R0-R3用来传参数给函数B，函数B可能会修改这些寄存器，函数A若还需使用，则必须保存它们；
- R12，LR，PSR若还需使用，也要保存
对于函数B：
- 用到R4-R11中的某些寄存器，都要在函数入口保存、在函数返回前恢复
- 保证在B函数调用前后，函数A看到的R4-R11保持不变
函数B就可以视为异常/中断处理函数，在函数A被打断，执行异常/中断处理前，需要保存：
- 保存调用者使用到的寄存器(R0-R3,R12,LR,PSR)
- PC
2.3 M3/4硬件保存与恢复现场流程
2.3.1 异常堆栈帧（exception stack frame）
在异常入口处被压入栈空间的数据块为栈帧。对于Cortex-M3或不具有浮点单元的Cortex-M4处理器，栈帧都是8个字（32字节）大小的，对于具有浮点单元的Cortex-M4则可能是8或26个字。
ATPCS要求栈指针的数值在函数入口和出口处是双字对齐的，即SP的值必须能被8整除，若在中断产生时栈帧未对齐到双字上，M3/4会自动插入一个字（栈本身即是字<4字节>对齐的），双字对齐特性可通过SCB->CCR的STKALIGN位设置，若异常不符合ATPCS，则可将该特性关闭。（F1默认不开启，但启动文件使用PRESERVE8做了8字节对齐）也可以通过伪指令REQUIRE8和PRESERVE8配置堆栈8字节对齐。
进入异常前，依次把xPSR, PC, LR, R12以及R3-R0由硬件自动压入适当的堆栈中（响应异常时，若当前代码正在使用PSP，则压入PSP，否则就压入MSP），其中，PC（SP-0x24处）即为图中返回地址：
压栈时xPSR的bit9表示栈指针SP数值是否被调整过，上图为双字对齐，因此不会额外插入一个字，且xpsr bit9 = 0。若使能了双字对齐特性，且SP数值未对齐到双字边界上，栈中会被插入一段空间，SP被强制对齐到双字地址，且xpsr bit9 = 1，表明插入了一段区域：
在自动入栈的过程中，把寄存器写入堆栈内存的时间顺序，并不是与写入的空间顺序相对应的。但是机器会保证：正确的寄存器将被保存到正确的位置：
- 先保存PC与xPSR：可以更早地启动服务例程指令的预取——因为这需要修改PC；同时，也做到了在早期就可以更新xPSR中
IPSR位段的值。 - 后压入R3-R0,R12：为了更容易地使用SP基址来索引寻址（这也方便了LDM等多重加载指令。因为LDM必须加载地址连续的一串数据，而现在R0-R3, R12的存储地址连续了），这种顺序也舒展了参数的传递过程，即可方便地通过读取入栈的R0-R3取出参数
入栈操作由数据（系统）总线完成，而指令总线同时会从向量表中找出正确的异常向量，然后在服务程序的入口处预取指，即入栈和取指同时进行。
2.3.2 更新寄存器
在入栈和取向量操作完成之后，执行服务例程之前，还要更新一系列的寄存器：
- SP：在入栈后会把堆栈指针（PSP或MSP）更新到新的位置。在执行服务例程时，将由MSP负责对堆栈的访问。
- PSR：更新IPSR位段的值为新响应的异常编号。
- PC：在取向量完成后，PC将指向服务例程的入口地址
- LR：LR =
EXC_RETURN
此外，NVIC中也会更新若干个相关有寄存器。
2.3.3 异常返回EXC_RETURN
M3/M4在调用异常处理函数前，把LR设置为一个特殊的值——EXC_RETURN，当异常处理结束后，硬件将PC=EXC_RETURN，触发异常返回机制：
- 恢复先前压入栈中的寄存器，堆栈指针的值也改回先前的值。
- 更新NVIC寄存器：活动位被硬件清除，对于外部中断，倘若中断输入再次被置为有效，悬起位也将再次置位。
EXC_RETURN合法值如下：
如果主程序在线程模式下运行，并且在使用MSP时被中断，则在服务例程中LR=0xFFFF_FFF9；若使用PSP时被中断，则在服务例程中LR=0xFFFF_FFFD（主程序被打断前的LR已被自动保存至异常栈帧）：
如果主程序在Handler模式（MSP）下运行，则在服务例程中LR=0xFFFF_FFF1，在嵌套时，更深层ISR所看到的LR总是0xFFFF_FFF1：
执行异常返回：
- 可通过
EXC_RETURN bit2判断异常返回的栈帧使用的是MSP还是PSP - 在每次出栈操作结束时，处理器还会检查出栈xPSR数值的第9位，并且若压栈时插入了额外的空间则会将其去除。
END