函數調用，中斷以及進程切換，的現場保護的區別

首先，函數調用是預料範圍內的代碼執行，是完全可控的，當前執行的函數調用另外一個函數時，是從當前代碼段通過跳轉指令主動跳轉到另外一個代碼段，只需保存跳轉之前的棧頂指針(fp)，棧底指針(sp)到棧空間，保存跳轉指令的下一條指令的地址到lr寄存器，無須保存所有寄存器的值（如果C函數有使用R4-R11寄存器，還是要保存一下滴，這個C編譯器會幫我們完成，無需擔心，下面會詳細說明），然後還要使用寄存器r0-r3傳遞函數參數，或者使用棧空間傳遞函數參數。所以嚴格來說，函數調用過程中，不能嚴格說是現場保護。

（注：但是一個例外是 如果C語言調用匯編程序時，如果彙編中使用了R4-R11寄存器，在彙編的開頭和結尾要手動入站和出棧R4-R11寄存器，保護現場。如果，不保護R4-R11會有什麼影響，假設調用匯編後，C程序在調用匯編前將一個變量讀入到了 R4寄存器，C程序在調用匯編後如果要使用變量的值，可能直接從R4寄存器中取，而不是去內存中取，除非 此變量有 volatile修飾，所以彙編程序要保證不破壞R4-R11寄存器，因爲C的編譯器遵守這種C函數調用標準約定，所以編譯器默認以爲調用的彙編程序也遵守此約定，另外匯編程序不需保護R0-R3、R12寄存器，因爲編譯器認爲調用一個函數後，無論是彙編函數還是C函數，R0-R3、R12寄存器一定被破壞過了，所以編譯器不會像信任R4-R11寄存器那樣，在函數調用之後發生之後還去肆無忌憚地使用R0-R3、R12寄存器，再者說，在函數調用過程中，R0-R3擔負着傳遞參數和接收返回值的任務，所以一旦函數調用發生後，編譯器不再信任R0-R3、R12寄存器，但是仍然信任R4-R11，寄存器，所以彙編程序一定不能辜負編譯器的信任，一定要手動保護好R4-R11寄存器（C函數也會保護R4-R11，只不過C編譯器幫我們完成），至於R0-R3、R12寄存器，彙編程序可以隨意破壞。）

但是，中斷、進程切換這兩個過程和函數調用不一樣，中斷和進程切換實質都是靠中斷來完成的（系統調用或者系統滴答時鐘中斷來完成進程切換，但是普通中斷和進程切換又不完全相同），這裏就先簡單分析中斷過程。中斷是不可預測的，所以中斷產生時，硬件以及中斷服務程序中的代碼要保存所有的寄存器數據。我們以函數調用和中斷比較來說明爲什麼。假設函數調用前涉及到對一個局部變量的賦值操作，賦值操作編譯成彙編語句可能要至少兩句（假設是，把23 賦值給，0x10002100處的內存：mov r0, #23    str r0, [0x10002100]），那麼編譯器在編譯的時候，不可能在兩句彙編語句之間加上函數調用語句，肯定要等賦值完全完成後再進行函數調用相關語句，但是中斷就不同了，中斷可能隨時發生，可能在兩句賦值功能的語句中間出現，甚至可能在單獨一句彙編語句執行一半的時候出現（例如缺頁異常），那麼如果不保護現場，把所有可能在中斷服務程序中破話的寄存器全部保存下來，那麼中斷返回後賦值語句很可能執行失敗，所以，中斷髮生的時候，cpu硬件和中斷服務程序將相互配合，將中斷時刻所有的寄存器數據（嚴格來說也不是所有，是中斷服務函數可能破壞的寄存器）保存到棧空間（arm-linux是內核棧，cortex-m3單片機可能是內核棧也可能是用戶棧）

 

cortex-M3 中斷調用過程

1. 入棧 
   中斷髮生後，中斷服務函數運行前，會先把xPSR, PC, LR, R12以及R3‐R0總共8個寄存器由硬件自動壓入適當的堆棧中（中斷前使用的MSP就壓入MSP，中斷前使用的是PSP就壓入PSP），爲啥袒護R0‐R3以及R12呢，R4‐R11就是下等公民？詳見C函數調用標準約定（《C/C++ Procedure Call Standard for the ARM Architecture》，AAPCS, Ref5），C函數實現的函數（不論是普通函數，還是中斷服務例程），一般都只用R0-R3、R12寄存器，並且在普通函數中這些寄存器被用來傳遞參數，所以C程序中斷服務函數會破壞R0-R3、R12，不會破壞R4-R11（即使破壞R4-R11，編譯器也會生成R4-R11的壓棧和出棧語句，還是相當於沒有破壞R4-R11），所以硬件爲了配合C函數實現的中斷服務函數，會在中斷服務函數運行之前，硬件壓棧R0-R3、R12寄存器，在中斷服務函數結束後，硬件出棧，這樣就保護了現場，C函數調用標準約定詳見https://blog.csdn.net/itismine/article/details/4752489 
                                                            入棧順序以及入棧後堆棧中的內容
2. 取向量
   當數據總線（系統總線）正在爲入棧操作而忙得團團轉時，指令總線（I‐Code總線）可
   不是涼快地坐着看熱鬧——它正在爲響應中斷緊張有序地執行另一項重要的任務：從向量表
   中找出正確的異常向量，然後在服務程序的入口處預取指。由此可以看到各自都有專用總線
   的好處：入棧與取指這兩個工作能同時進行。
3. 更新寄存器
   在入棧和取向量的工作都完畢之後，執行服務例程之前，還要更新一系列的寄存器：
   SP：在入棧中會把堆棧指針（PSP或MSP）更新到新的位置。在執行服務例程後，將由MSP負責對堆棧的訪問。
   PSR：IPSR位段（地處PSR的最低部分）會被更新爲新響應的異常編號。
   PC：在向量取出完畢後，PC將指向服務例程的入口地址，
   LR：LR的用法將被重新解釋，其值也被更新成一種特殊的值，稱爲“EXC_RETURN”，並且在異常返回時使用。EXC_RETURN的二進制值除了最低4位外全爲1，而其最低4位則有另外的含義
4. 異常返回
   在CM3中，是通過把EXC_RETURN往PC裏寫來識別返回動作的。合法的EXC_RETURN值共3個
   詳見《Cortex-M3權威指南》