SVC（系统服务调用，亦简称系统调用）和PendSV（可悬起系统调用），它们多用于在操作系统之上的软件开发中。
SVC 用于产生系统函数的调用请求。
例如，操作系统不让用户程序直接访问硬件，而是通过提供一些系统服务函数，用户程序使用SVC 发出对系统服务函数的呼叫请求，以这种方法调用它们来间接访问硬件。
因此，
当用户程序想要控制特定的硬件时，它就会产生一个SVC 异常，
然后操作系统提供的SVC 异常服务例程得到执行，
它再调用相关的操作系统函数，
后者完成用户程序请求的服务。
这种“提出要求——得到满足”的方式，很好、很强大、很方便、很灵活、很能可持续发展。
首先，它使用户程序从控制硬件的繁文缛节中解脱出来，而是由操作系统 负责控制具体的硬件。
第二，操作系统的代码可以经过充分的测试，从而能使系统更加健壮和可靠。
第三，它使用户程序无需在特权级下执行，用户程序无需承担因误操作而瘫痪整个系统的风险。
第四，通过SVC 的机制，还让用户程序变得与硬件无关，因此在开发应用程序时无需了解硬件的操作细节，从而简化了开发的难度和繁琐度，并且使应用程序跨硬件平台移植成为可能。开发应用程序唯一需要知道的就是操作系统提供的应用编程接口（API），并且了解各个请求代号和参数表，然后就可以使用SVC 来提出要求了（事实上，为使用方便，操作系统往往会提供一层封皮，以使系统调用的形式看起来和普通的函数调用一致。各封皮函数会正确使用SVC指令来执行系统调用——译者注）。
其实，严格地讲，操作硬件的工作是由设备驱动程序完成的，只是对应用程序来说，它们也是操作系统的一部分。如图7.14 所示
SVC 异常通过执行”SVC”指令来产生。该指令需要一个立即数，充当系统调用代号。SVC异常服务例程稍后会提取出此代号，从而解释本次调用的具体要求，再调用相应的服务函数。例如，
SVC 0x3 ; 调用3 号系统服务
在SVC 服务例程执行后，上次执行的SVC 指令地址可以根据自动入栈的返回地址计算出。找到了SVC 指令后，就可以读取该SVC 指令的机器码，从机器码中萃取出立即数，就获知了请求执行的功能代号。如果用户程序使用的是PSP，服务例程还需要先执行
MRS Rn,PSP
指令来获取应用程序的堆栈指针。通过分析LR 的值，可以获知在SVC 指令执行时，正在使用哪个堆栈。
由CM3 的中断优先级模型可知，你不能在SVC 服务例程中嵌套使用SVC 指令（事实上这样做也没意义），因为同优先级的异常不能抢占自身。这种作法会产生一个用法fault。同理，在NMI 服务例程中也不得使用SVC，否则将触发硬fault。
另一个相关的异常是PendSV（可悬起的系统调用），它和SVC 协同使用。
一方面，SVC异常是必须立即得到响应的（若因优先级不比当前正处理的高，或是其它原因使之无法立即响应，将上访成硬fault——译者注），应用程序执行SVC 时都是希望所需的请求立即得到响应。
另一方面，PendSV 则不同，它是可以像普通的中断一样被抢占挂起的（不像SVC 那样会上访）。
操作系统 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。
PendSV是什么？
根据 权威指南。PendSV是为系统设备而设的“可悬挂请求”（pendable request）。
挂起PendSV 的方法是：软件实现OSIntCtxSw()函数，向NVIC 的PendSV 悬起寄存器中写1。
NVIC_INT_CTRL EQU 0xE000ED04 ; Interrupt control state register.
NVIC_PENDSVSET EQU 0x10000000 ; Value to trigger PendSV exception.
OSIntCtxSw
LDR R0, =NVIC_INT_CTRL ; Trigger the PendSV exception (causes context switch)
LDR R1, =NVIC_PENDSVSET
STR R1, [R0]
BX LR
挂起后，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）。
场景假设：一个系统(按时间片轮转调度的系统)中有两个就绪的任务(A任务、B任务)，
上下文切换被触发的场合可以是：
A、B两个就绪任务，通过SysTick 异常启动上下文切换。如图7.15 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，操作系统 不可以执行上下文切换，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——如果操作系统 在某中断活跃时尝试切入线程模式，将触犯用法fault 异常。
为解决此问题，早期的操作系统 大多会在SysTick 异常中 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，
它可能把***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”。
现在好了，PendSV 来完美解决这个问题了(产生SysTick 异常时正在响应一个中断，SysTick 异常会抢占其ISR。此时，操作系统 不可以执行上下文切换，否则将使中断请求被延迟)：
把PendSV 编程为最低优先级的异常，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。
如果操作系统 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7.17 所示
流水账记录如下：
其实，ucos中的实现，于此有些差异，但从结果上看，是一致的(如果systick抢占了其他ISRs，不会在其中执行上下文切换。会等到全部的ISRs执行完毕后(期间一定是无任务调度的)，才执行pendsv异常，完成上下文的切换。==差别在于生成pendsv异常的时机。)
在systick异常中，执行必要的任务维护更新工作，在退出时，考虑生成pensv异常。
当且仅当无中断被抢占时，生成pensv异常，并于pendsv异常中，完成上下文切换工作；
当每一个中断/异常处理函数中，均在退出时考虑生成pensv异常，则最终无中断可执行时，pensv异常一定会生成，并且期间无任务调度。
这可能与上边描述的不一致，但结果上来看，是一致的。
下边以ucos系统的源码，进行大概的讲解：
OS_CPU_SR cpu_sr;
OS_ENTER_CRITICAL(); /* Tell uC/OS-II that we are starting an ISR */
OSIntNesting++;
OS_EXIT_CRITICAL();
用户处理代码；
void OSIntExit (void)；//OSIntNesting--；以及可能的调度
void OS_CPU_SysTickHandler (void)
{
OS_CPU_SR cpu_sr;
OS_ENTER_CRITICAL(); /* Tell uC/OS-II that we are starting an ISR */
OSIntNesting++;
OS_EXIT_CRITICAL();
OSTimeTick(); /* Call uC/OS-II's OSTimeTick() */
OSIntExit(); /* Tell uC/OS-II that we are leaving the ISR */
}
void OSTimeTick (void)
{
更新系统时间，OSTime++;
遍历OSTCBList 任务控制块链表(已经建立的任务)，
如果任务控制块OSTCBDly非零，则减一；
如果等于零，更新OSTCBStat(任务状态)、OSTCBStatPend(任务挂起状态)成员；
如果OSTCBStat等于OS_STAT_RDY(就绪状态)，则将任务放入就绪表中。
}
/*$PAGE*/
/*
*********************************************************************************************************
* EXIT ISR
*
* Description: This function is used to notify uC/OS-II that you have completed serviving an ISR. When
* the last nested ISR has completed, uC/OS-II will call the scheduler to determine whether
* a new, high-priority task, is ready to run.
*
* Arguments : none
*
* Returns : none
*
* Notes : 1) You MUST invoke OSIntEnter() and OSIntExit() in pair. In other words, for every call
* to OSIntEnter() at the beginning of the ISR you MUST have a call to OSIntExit() at the
* end of the ISR.
* 2) Rescheduling is prevented when the scheduler is locked (see OS_SchedLock())
*********************************************************************************************************
*/
void OSIntExit (void)
{
#if OS_CRITICAL_METHOD == 3 /* Allocate storage for CPU status register */
OS_CPU_SR cpu_sr = 0;
#endif
if (OSRunning == OS_TRUE) {
OS_ENTER_CRITICAL();
if (OSIntNesting > 0) { /* Prevent OSIntNesting from wrapping */
OSIntNesting--;
}
if (OSIntNesting == 0) { /* Reschedule only if all ISRs complete ... */
if (OSLockNesting == 0) { /* ... and not locked. */
OS_SchedNew();
OSTCBHighRdy = OSTCBPrioTbl[OSPrioHighRdy];
if (OSPrioHighRdy != OSPrioCur) { /* No Ctx Sw if current task is highest rdy */
#if OS_TASK_PROFILE_EN > 0
OSTCBHighRdy->OSTCBCtxSwCtr++; /* Inc. # of context switches to this task */
#endif
OSCtxSwCtr++; /* Keep track of the number of ctx switches */
OSIntCtxSw(); /* Perform interrupt level ctx switch */
}
}
}
OS_EXIT_CRITICAL();
}
}
我们在进入systick异常时，有执行OSIntNesting++；准备出来时，自然需要OSIntNesting–；
如果OSIntNesting不等于零，退出systick异常。
只有OSIntNesting等于零(无其他异常/中断发生)并且OSLockNesting等于零(无任务调度锁)，才执行OS_SchedNew()查就任务绪表中最高优先级并返回，比较返回的优先级是否为当前运行任务的优先级，
仅不相等时，执行OSIntCtxSw()函数，生成pendsv异常。OSIntCtxSw()函数的实现见上边篇幅。
pendsv异常OS_CPU_PendSVHandler，实现上下文的切换。这里不做解释。
PENDSV和SYSTICK属于系统异常；
定时器中断，串口中断这些属于外部中断。
PENDSV和SYSTICK的中断优先级可以编程，
一般要把PENDSV的优先级设置成最低（没什么好说的）。
但SYSTICK异常的优先级：
都是最低优先级，此时因为PENDSV在中断向量表中排在SYSTICK前面，所以如果PENDSV,SYSTICK同时产生中断，PENDSV优先中断。
本文有些地方表述的确实有些怪异，见谅。
欢迎各位指正。