今天这一篇，我们说一下操作系统都要用到的PendSV中断，整个操作系统中，要自己写的的汇编代码不超过20行，全部都在PendSV中断里。
以下是《Cotex-M3权威指南》里对PendSV的描述：
它是可以像普通的中断一样被悬起的。 OS 可以利用它“缓期执行” 一个异常——直到其它重要的任务完成后才执行动作。 悬起 PendSV 的方法是： 手工往 NVIC 的 PendSV 悬起寄存器中写 1。 悬起后， 如果优先级不够高，则将缓期等待执行。PendSV 的典型使用场合是在上下文切换时（在不同任务之间切换）。 例如， 一个系统中有两个就绪的任务，上下文切换被触发的场合可以是：
- 执行一个系统调用
- 系统滴答定时器（ SYSTICK）中断，（轮转调度中需要）
让我们举个简单的例子来辅助理解。假设有这么一个系统，里面有两个就绪的任务，并且通过 SysTick 异常启动上下文切换。如下图所示：
上图是两个任务轮转调度的示意图。但若在产生 SysTick 异常时正在响应一个中断，则SysTick 异常会抢占其 ISR。在这种情况下， OS 不得执行上下文切换，否则将使中断请求被延迟，而且在真实系统中延迟时间还往往不可预知——任何有一丁点实时要求的系统都决不能容忍这种事。因此，在 CM3 中也是严禁没商量——如果 OS 在某中断活跃时尝试切入线程模式，将触发用法 fault 异常。错误用法如下图所示：
为解决此问题，早期的 OS 大多会检测当前是否有中断在活跃中，只有没有任何中断需要响应时，才执行上下文切换（切换期间无法响应中断）。然而，这种方法的弊端在于，它可以把任务切换动作拖延很久（因为如果抢占了 IRQ，则本次 SysTick 在执行后不得作上下文切换，只能等待下一次 SysTick 异常），尤其是当某中断源的频率和 SysTick 异常的频率比较接近时，会发生“共振”。
PendSV 来完美解决这个问题了。PendSV 异常会自动延迟上下文切换的请求，直到其它的 ISR 都完成了处理后才放行。为实现这个机制，需要把 PendSV 编程为最低优先级的异常。如果 OS 检测到某 IRQ 正在活动并且被 SysTick 抢占，它将悬起一个 PendSV 异常，以便缓期执行上下文切换。如图 下图所示：
其中事件的流水账记录如下：
1. 任务 A 呼叫 SVC 来请求任务切换（例如，等待某些工作完成）
2. OS 接收到请求，做好上下文切换的准备，并且 pend 一个 PendSV 异常。
3. 当 CPU 退出 SVC 后，它立即进入 PendSV，从而执行上下文切换。
4. 当 PendSV 执行完毕后，将返回到任务 B，同时进入线程模式。
5. 发生了一个中断，并且中断服务程序开始执行
6. 在 ISR 执行过程中，发生 SysTick 异常，并且抢占了该 ISR。
7. OS 执行必要的操作，然后 pend 起 PendSV 异常以作好上下文切换的准备。
8. 当 SysTick 退出后，回到先前被抢占的 ISR 中， ISR 继续执行
9. ISR 执行完毕并退出后， PendSV 服务例程开始执行，并且在里面执行上下文切换
10. 当 PendSV 执行完毕后，回到任务 A，同时系统再次进入线程模式。
正是因为PendSV具有以上特点，所以非常适合用来做任务切换，这也是操作系统实现任务调度必不可少的。
