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一个内核，覆盖两端
同一套权能抽象既跑在 64 KB ROM / 20 KB RAM 的 Cortex-M0+ 上，也面向 数百核的服务器。没有“边缘内核”和“云内核”之分。
RME一个微内核，从 64 KB 到多核
基于权能的通用操作系统，用同一套抽象覆盖带 MPU 的微控制器、带 MMU 的 应用处理器与多核服务器——而不是把一种硬件模型强行塞进另一种。
▶看内核设计 同一套权能抽象：64 KB 的微控制器、带 MMU 的应用处理器，以及多核服务器。
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“和弦”是什么意思
微内核已经存在了几十年。真正缺失的，是一个对微控制器和服务器都诚实 的统一抽象——不是把云内核塞进 MCU，也不是让一个 RTOS 假装能扩展到数据中心。
RME 从每台机器都真正拥有的机制出发——权能、线程、地址空间、中断——并把策略 导出到用户态。结果是同一个内核可以裁剪到只保留你需要的代码行：没有多余 驱动，没有单实例场景下的函数指针绕路，也不掩盖硬件真实的保护模型。
64K / 20KSTM32L071CB（Cortex-M0+）上的最小 ROM / RAM
264同进程线程切换周期（STM32F767IG，Keil）
~3 µs微控制器上实测的典型中断延迟
6%托管 RTOS 时的最低虚拟化开销
架构
最上层完全位于用户态：页服务器、调度器、vCPU 监视器和驱动都是持有权能的 普通组件。下面的内核只提供机制——权能表、FPRR 抢占、IPC、内核对象内存和 中断投递。同一个内核镜像可以配置给 MPU 微控制器、MMU 应用处理器或多核机器。
三种超能力
超适应性
一套抽象，不是两套
在应用处理器上比肩云原生操作系统，在微控制器上比肩实时操作系统——用 同一个内核设计和同一套编程模型。
超复用性
组件，而不是巨石
驱动和中间件是解耦的软件包，可以配 RME、配其它 OS，甚至在没有 OS 时 独立使用。不用的代码被裁掉，而不是带进镜像。
超部署性
工程，而不是演示
微控制器工程由 RVM 生成，使用真实工具链和调试器。生产环境的问题从 设计阶段就被纳入，而不是事后补救。
关键数据来自真实硬件
| 芯片 | 内核 | Yield/S | Inv/2 | Sig/2 | Sig/I |
|---|---|---|---|---|---|
| STM32L071CB | Cortex-M0+ | 513 | 939 | 830 | 534 |
| STM32F405RG | Cortex-M4F | 332 | 684 | 735 | 416 |
| STM32F767IG | Cortex-M7F | 264 | 600 | 484 | 282 |
| CH32V307VC | RV32IMAFC | 358 | 706 | 723 | 523 |
GCC 构建、平均 CPU 周期；STM32F767IG 使用 Keil 时分别为 264 / 600 / 484 / 282。 全部为真机实测，不是模拟器数据。性能页给出完整表格和注意事项。
面向完整光谱
Cortex-M0+Cortex-M4F / M7FCortex-A9RV32RV64x86-64（进行中）C66x（未成熟）
微控制器需要 MPU，并通过 RVM 作为用户态库和工程生成器；应用处理器需要 MMU，相关移植与 RMC 容器层仍在 进行中。支持平台页会明确区分已交付与路线图。
阅读手册
R4T1 技术参考手册英文版 271 页、中文版 205 页，覆盖权能、内存、进程、IPC、 内核调用实现、移植以及 MISRA-C 偏离。