ARM Cortex-M Context Switch — PendSV·MSP/PSP 어셈블리 추적

#한 줄 요약

“PendSV가 Cortex-M context switch의 정석” — 우선순위를 최저로 두어 다른 ISR이 모두 끝난 뒤에만 전환이 일어나게 합니다.

#왜 PendSV인가

ISR 한가운데서 직접 context switch를 시도하면 곤란한 일이 생깁니다.

• 아직 처리 중이던 pending 인터럽트들이 밀려서 늦어집니다
• 예외 nesting이 깊어져 stack frame이 꼬입니다
• EXC_RETURN 값이 예상과 달라져 HW state가 깨질 위험이 있습니다

해결책은 context switch만을 위한 별도 예외를 두고, 그 예외의 priority를 가장 낮게 잡는 것입니다. 그게 PendSV입니다.

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// port.c — PendSV와 SysTick을 우선순위 최저로
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portNVIC_SYSPRI2_REG = portNVIC_PENDSV_PRI;   // PendSV = 0xFF
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portNVIC_SYSPRI3_REG = portNVIC_SYSTICK_PRI;  // SysTick도 낮춤

이렇게 두면 PendSV는 다른 모든 ISR이 끝난 뒤에만 실행됩니다. context switch가 예외 chain의 가장 끝에서 일어나므로 nesting이 깨질 일이 없습니다.

#PendSV trigger — yield의 정체

task가 yield 하면 RTOS는 PendSV를 pending 상태로 표시합니다.

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#define portYIELD()                                  \
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{                                                    \
3
    portNVIC_INT_CTRL_REG = portNVIC_PENDSVSET_BIT;  \
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    __dsb(portSY_FULL_READ_WRITE);                   \
5
    __isb(portSY_FULL_READ_WRITE);                   \
6
}

ICSR (Interrupt Control and State Register)의 PENDSVSET bit에 1을 쓰면 PendSV가 pending 됩니다. 현재 ISR이 끝나는 순간 (또는 즉시) PendSV가 실행됩니다.

DSB / ISB는 write가 실제로 끝나고 pipeline이 flush 된 뒤에 진행하게 만드는 barrier입니다. 이게 없으면 CPU가 yield 호출을 순서 바꿔 처리할 수 있습니다.

#Dual-stack model — MSP와 PSP

Cortex-M에는 stack pointer가 두 개 있습니다.

ISR이 진입할 때 SP는 자동으로 MSP로 전환되고, 예외 return 때 원래 (PSP)로 돌아갑니다. 이렇게 둘로 나눠 두면 task끼리는 PSP만 갈아끼우면 되고 ISR은 항상 같은 MSP를 씁니다. stack 관리가 깔끔해집니다.

전환 흐름은 이렇습니다.

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Reset    → MSP 사용 → main()
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              ↓
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RTOS init  → 첫 task 시작을 위해 SVC trigger
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              ↓
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SVC handler → PSP 설정 + CONTROL.SPSEL = 1
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              ↓
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Exception return → PSP로 task code 진입
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이후 ISR 진입 → 자동으로 MSP로 전환
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이후 ISR 종료 → 원래 (PSP)로 복귀

CONTROL register의 bit 1 (SPSEL) 이 0이면 MSP, 1이면 PSP입니다.

전체 그림을 한 장으로 정리하면 이렇습니다. HW가 자동 push하는 8개 레지스터와 SW가 push하는 R4-R11이 어떻게 stack에 쌓이고, EXC_RETURN 값이 어떻게 return mode를 결정하는지가 한눈에 보입니다.

#PendSV 핸들러 — 한 줄씩 풀기

FreeRTOS의 xPortPendSVHandler를 따라가 봅니다. 16 줄이 채 안 되지만 일어나는 일은 많습니다.

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xPortPendSVHandler:
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    mrs r0, psp                /* (1) 현재 task의 PSP를 r0에 */
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    isb
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5
    ldr r3, =pxCurrentTCB      /* (2) pxCurrentTCB 변수 주소 */
6
    ldr r2, [r3]               /* (3) 현재 TCB 포인터 */
7

8
    stmdb r0!, {r4-r11}        /* (4) R4-R11을 task stack에 push */
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10
    str r0, [r2]               /* (5) TCB->pxTopOfStack = 새 SP */
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    stmdb sp!, {r3, r14}       /* (6) r3, lr 보존 (BL 위함) */
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    mov r0, #configMAX_SYSCALL_INTERRUPT_PRIORITY
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    msr basepri, r0            /* (7) IRQ mask */
15
    dsb
16
    isb
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    bl vTaskSwitchContext      /* (8) pxCurrentTCB 갱신 */
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    mov r0, #0
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    msr basepri, r0            /* (9) IRQ unmask */
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    ldmia sp!, {r3, r14}       /* (10) r3, lr 복원 */
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    ldr r1, [r3]               /* (11) 새 pxCurrentTCB */
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    ldr r0, [r1]               /* (12) 새 pxTopOfStack */
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    ldmia r0!, {r4-r11}        /* (13) R4-R11 pop */
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    msr psp, r0                /* (14) PSP 갱신 */
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    isb
29
    bx r14                     /* (15) Exception return → HW가 R0-R3, R12, LR, PC, xPSR pop */

핵심을 묶어 보면 이렇습니다.

• (1)~(5): 현재 task의 context 마무리 save. HW가 이미 R0-R3 / R12 / LR / PC / xPSR을 PSP에 push해 두었으므로, SW는 R4-R11만 더 push하고 새 SP를 TCB에 기록하면 끝납니다.
• (6)~(10): 스케줄러 호출. vTaskSwitchContext()가 다음 task를 정하고 pxCurrentTCB를 갱신합니다. 이 동안에는 BASEPRI로 RTOS critical IRQ만 mask합니다.
• (11)~(15): 새 task의 context 복원. 새 TCB에서 pxTopOfStack을 가져와 R4-R11을 pop하고 PSP에 기록합니다. bx r14 (15)에서 HW가 자동으로 나머지 8 word를 pop하고 PC가 새 task 코드를 향합니다.

이 마지막 bx r14가 마법입니다. r14에는 EXC_RETURN 값이 들어 있는데, HW가 그 값을 보고 “thread mode + PSP + 가능하다면 FP frame까지” 알아서 처리합니다.

#EXC_RETURN — r14의 특수 값

예외 진입 시 LR에 들어오는 값은 일반 return address가 아닙니다. 0xFFFFFFF0 영역의 특수 패턴으로, 어떻게 return할지를 인코딩합니다.

RTOS task로 돌아갈 때 LR은 거의 항상 0xFFFFFFFD (또는 FP 쓰는 task면 0xFFFFFFED) 입니다. bx r14 한 줄이 이 정보를 그대로 HW에 전달합니다.

#첫 task 시작 — SVC를 쓰는 이유

부팅 직후에는 현재 실행 중인 task가 없습니다. context restore의 대상이 비어 있는 셈입니다. 그래서 FreeRTOS는 SVC를 통해 첫 task를 시작합니다.

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vPortStartFirstTask:
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    ldr  r0, =0xE000ED08       @ VTOR address
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    ldr  r0, [r0]
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    ldr  r0, [r0]              @ MSP 초기값 = vector table[0]
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    msr  msp, r0               @ MSP 초기화 (kernel 깨끗하게)
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    cpsie i                    @ IRQ enable
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    cpsie f
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    dsb
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    isb
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    svc 0                      @ SVC trigger
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    nop

SVC 핸들러가 첫 task의 context를 복원합니다.

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vPortSVCHandler:
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    ldr  r3, =pxCurrentTCB
3
    ldr  r1, [r3]
4
    ldr  r0, [r1]              @ 첫 task의 pxTopOfStack
5
    ldmia r0!, {r4-r11}        @ R4-R11 pop
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    msr  psp, r0               @ PSP 설정
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    isb
8
    mov  r0, #0
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    msr  basepri, r0
10
    orr  r14, #0xd             @ EXC_RETURN = 0xFFFFFFFD (thread mode + PSP)
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    bx   r14                   @ HW가 R0-R3, R12, LR, PC, xPSR pop

마지막 두 줄이 핵심입니다. LR에 0xFFFFFFFD를 만들어 두고 bx r14로 return 하면 HW가 PSP를 사용하는 thread mode로 떨어뜨립니다. 그 즉시 PC는 task 함수의 첫 명령을 가리키고 있습니다.

#SysTick — Time slice trigger

매 tick마다 SysTick ISR이 호출됩니다. tick count를 늘리고, preempt가 필요하면 PendSV를 trigger합니다.

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void xPortSysTickHandler(void)
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{
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    vPortRaiseBASEPRI();              /* RTOS IRQ만 mask */
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    if (xTaskIncrementTick() != pdFALSE) {
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        /* 더 우선순위 높은 task가 ready → preempt */
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        portNVIC_INT_CTRL_REG = portNVIC_PENDSVSET_BIT;
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    }
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    vPortClearBASEPRIFromISR();
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}

SysTick 자체는 가벼운 ISR로 끝나고, 실제 context switch는 PendSV가 처리합니다. 이 분업이 핵심입니다.

#BASEPRI — 똑똑한 IRQ mask

cpsid i는 모든 IRQ를 mask 합니다. 너무 둔탁한 망치입니다. critical HW IRQ (안전 핵심)도 막혀 버립니다.

대신 BASEPRI는 priority가 N 이하인 IRQ만 mask 합니다.

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#define configMAX_SYSCALL_INTERRUPT_PRIORITY  5
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// priority 0~4: 절대 mask 안 됨 (안전 핵심 HW IRQ)
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// priority 5+ : RTOS critical section에서 mask

FreeRTOS는 RTOS API를 호출 가능한 ISR만 mask 대상으로 둡니다. 자동차 ESC처럼 수 μs도 양보할 수 없는 IRQ는 RTOS에 관여하지 못하는 대신 언제든 즉시 실행됩니다.

#FPU — Lazy stacking

Cortex-M4F / M7는 FPU 사용을 task별로 추적합니다. CONTROL.FPCA bit이 1이면 그 task가 FPU를 썼다는 표시입니다.

PendSV는 FPCA bit를 보고 FPU regs도 push 할지 결정합니다.

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tst   r14, #0x10             @ EXC_RETURN bit 4 = FPCA
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it    eq
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vstmdbeq r0!, {s16-s31}      @ FPU 쓴 task만 S16-S31 push

S0-S15는 HW가 자동으로 push해 줍니다. S16-S31만 SW가 처리합니다. FPU 안 쓴 task는 이 코드를 건너뛰므로 추가 오버헤드가 0입니다.

#SVC vs PendSV — 한눈에

SVC는 동기적 시스템 호출, PendSV는 비동기적 지연 context switch에 쓰입니다.

#Cortex-M0/M0+의 차이

ARMv6-M (M0, M0+)에는 Cortex-M3+에 있는 명령들이 없습니다.

• CLZ 명령 없음 — bitmap 스케줄러 최적화 불가
• STMDB / LDM with high regs 제한 — R8-R11을 직접 stack에 push 못 함
• BASEPRI 없음 — 거친 cpsid i로 IRQ 막아야 함

그래서 M0 port는 추가 명령 시퀀스가 들어갑니다.

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@ Cortex-M0: R8-R11을 R0-R3에 옮긴 뒤 push
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mov   r4, r8
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mov   r5, r9
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mov   r6, r10
5
mov   r7, r11
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stmia r0!, {r4-r7}
7
@ 그 다음 R4-R7 push
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stmia r0!, {r4-r7}

명령 수가 더 많지만 결과는 같습니다. RTOS port code의 95%는 동일하고, 몇 줄만 다른 형태입니다.

#자주 하는 실수

⚠️ PendSV priority를 잘못 설정

configKERNEL_INTERRUPT_PRIORITY보다 높게 두면 다른 ISR이 PendSV를 preempt하면서 context가 망가질 수 있습니다. 항상 최저로 둡니다.

⚠️ MSP에서 task code를 실행

CONTROL.SPSEL을 설정하지 않으면 task가 MSP 위에서 실행됩니다. 그러면 ISR과 stack을 공유하게 되어 nested IRQ로 stack overflow가 납니다.

⚠️ ISR에서 FPU를 쓰면서 lazy stacking을 무시

FP 명령을 ISR 안에서 쓰면 task의 FP context가 깨질 수 있습니다. 일반적으로는 ISR에서 FP 연산 자체를 피하는 게 안전합니다.

⚠️ cpsid i로 모든 IRQ mask

안전 핵심 HW IRQ까지 막힙니다. 가능하면 BASEPRI만 씁니다.

#정리

• Cortex-M context switch의 모든 길은 PendSV로 통합됩니다. 우선순위는 항상 최저로 둡니다.
• MSP는 ISR/OS, PSP는 task가 씁니다. CONTROL.SPSEL bit로 전환됩니다.
• bx r14로 return 할 때 r14에 들어 있는 EXC_RETURN 값이 HW에게 어떻게 unstack 할지 알려줍니다.
• SVC는 첫 task 시작과 OS API entry용, PendSV는 context switch 전용입니다.
• BASEPRI mask가 RTOS critical section의 핵심입니다. 안전 핵심 IRQ는 절대 막지 않습니다.
• FPU lazy stacking으로 FP를 안 쓴 task의 switch 오버헤드는 0입니다.
• Cortex-M0/M0+는 CLZ와 BASEPRI가 없어 port code 몇 줄이 달라집니다.

다음 편은 ARM Cortex-A Context Switch — SVC, 모드 전환, MMU가 만드는 추가 비용을 다룹니다.

#관련 항목

• 2-04: Context Switch 원리
• 2-06: ARM Cortex-A Context Switch
• 1-05: 인터럽트와 RTOS
• 1-06: ISR 안에서 RTOS API 호출