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问题

当有操作系统时，我们可以通过代码手动来存储R4-R11，从而保存一个完成的任务快照，那么没有操作系统裸机运行时，如果有中断触发，除了硬件自动保存的中断，R4-R11保存吗？如果不保存，那么中断服务函数如果改动了R4-R11中任意一个寄存器，运行现场不就破坏了吗？

答案

1. 谁污染，谁治理（Callee-saved）
根据AAPCS（ARM 体系结构过程调用标准），在 ARM 的设计规范中，寄存器被分为两类：

• Caller-saved (调用者保存)：R0-R3, R12, LR, PC, xPSR。
  调用者保存的意思是：如果A()调用B(x,y)，那么调用者A会将参数x，y存入r0和r1，如果被调用者B函数有返回值，那么也会将返回值放在r0，那么调用者A就需要在call被调用者B之前把r0和r1压栈保存起来。

• Callee-saved (被调用者保存)：R4-R11。

  标准规定：如果一个函数（包括 ISR）想要使用这些寄存器，它必须先在自己的入口处把它们压栈，并在退出前弹出恢复。

用上面的理论来解释中断
中断发生时，我们可以将中断的硬件系统认为是调用者，中断处理函数是被调用者，所以进入中断时，硬件自动把它们压栈。中断服务函数（ISR）可以随意使用它们，反正退出时硬件会弹出来恢复，但是中断服务函数在使用R4-R11时，一定要记得保存它们，否则这些寄存器中的值就丢失了。

2.编译器

编译器在生成汇编代码时，会自动检测这个函数是否触碰了 $R4-R11$。如果触碰了，它生成的汇编会像这样：
SysTick_Handler:
PUSH {R4, LR} ; <-- 编译器自动插入！保存它要用的 R4
LDR R4, =0x12345678
; ... 执行逻辑 ...
POP {R4, PC} ; <-- 编译器自动插入！恢复 R4，并返回

所以，在裸机环境下，虽然硬件没帮你在中断入口存 $R4-R11$，但中断函数本身会非常小心地“擦干净自己弄脏的地方”。

3. 既然编译器会存，为什么 OS 还要手动存？

这是最关键的区别。

• 裸机情况：中断函数执行完后，原路返回。

  中断函数把 $R4$ 压入 MSP，执行完后再从 MSP 弹出来。对于被中断的main函数来说，它根本不知道 $R4$ 曾经被“借走”过。

• 操作系统情况：中断函数执行完后，换路返回。

  如果你在中断里决定切换到 TaskB，而中断是从 TaskA 进来的。

  • 如果不手动保存 $R4-R11$，虽然SysTick_Handler恢复了它自己用过的寄存器，但它无法保存 TaskA此时此刻正在使用的 $R4-R11$ 状态。

  • TaskA 的这些寄存器是它的“私有财产”，如果现在不把它们封存在 TaskA 的栈里，等一会儿切回 TaskA 时，它的 $R4-R11$ 就变成了一堆无法预测的乱码。