ARM Linux异常处理之data abort二

do_DataAbort

asmlinkage void __exception do_DataAbort(

      unsigned long addr,                     // 导致异常的内存地址

      unsigned int fsr,                          // 异常发生时CP15中的寄存器值，见前文

      struct pt_regs *regs)                     // 异常发生前的寄存器值列表

{     

      const struct fsr_info *inf = fsr_info + (fsr & 15) + ((fsr & (1 << 10)) >> 6);

      if (!inf->fn(addr, fsr, regs))

             return;

      info.si_signo = inf->sig;

      info.si_errno = 0;

      info.si_code  = inf->code;

      info.si_addr = (void __user *)addr;

      arm_notify_die("", regs, &info, fsr, 0);

}

处理data abort时，首先根据fsr的值得到产生abort的原因，然后根据此原因从一个全局数组fsr_info中得到处理此种abort的struct fsr_info结构，然后调用结构中的fn函数处理。如果fn函数为空，或者函数返回不为0，则调用arm_notify_die函数。

arm_notify_die

首先看一下比较简单的情形，即fsr_info中fn未定义，此时调用arm_notify_die处理：

void arm_notify_die(const char *str, struct pt_regs *regs,

             struct siginfo *info, unsigned long err, unsigned long trap)

{

      if (user_mode(regs)) {

             // 。。。

             force_sig_info(info->si_signo, info, current);

      } else {

             die(str, regs, err);

      }

}

该函数首先使用user_mode判断abort时是属于用户模式还是内核模式，判断方法是看cpsr寄存器中的模式位。按照arm的定义，模式位为0代表用户模式。

l        如果是用户模式，那么强制发送一个信号给导致abort的任务（注意这里的任务可能是一个线程）。具体哪个信号被发送由struct fsr_info结构体中定义的值决定，一般来说，是一个能使进程停止的信号，比如SIGSEGV等等（SIGSEGV之类的信号即使被发给一个线程，也会停止整个进程，具体可看get_signal_to_deliver函数）。

l        如果是内核模式，那么调用die函数，这是kernel处理OOPS的标准函数。

fsr_info

fsr_info数组定义在fault.c中，对于每一种可能导致data abort的原因，都有一个fsr_info结构与之对应。

static struct fsr_info fsr_info[] = {

      { do_bad,              SIGSEGV, 0,        "vector exception"            },

      // 。。。

      { do_translation_fault,    SIGSEGV, SEGV_MAPERR, "section translation fault"},

      { do_bad,              SIGBUS, 0,          "external abort on linefetch"},

      { do_page_fault,     SIGSEGV, SEGV_MAPERR, "page translation fault"     },

      { do_bad,              SIGBUS, 0,          "external abort on non-linefetch" },

      { do_bad,              SIGSEGV, SEGV_ACCERR,"section domain fault"              },

      { do_bad,              SIGBUS, 0,          "external abort on non-linefetch" },

      { do_bad,              SIGSEGV, SEGV_ACCERR,"page domain fault"           },

      { do_bad,              SIGBUS, 0,          "external abort on translation"         },

      { do_sect_fault,     SIGSEGV, SEGV_ACCERR, "section permission fault"        },

      { do_bad,              SIGBUS, 0,          "external abort on translation"         },

      { do_page_fault,     SIGSEGV, SEGV_ACCERR, "page permission fault"            },

      { do_bad,              SIGBUS,  0,         "unknown 16"                  },

      // 。。。

      { do_bad,              SIGBUS,  0,         "unknown 30"                  },

      { do_bad,              SIGBUS,  0,         "unknown 31"                  }

};

fsr_info对大多数abort都调用do_bad函数处理，do_bad函数简单返回1，这样就可以继续执行上面提到的arm_notify_die。

fsr_info对以下四种特殊abort将作单独处理：

l        "section translation fault"      do_translation_fault
段转换错误，即找不到二级页表

l        "page translation fault"         do_page_fault
页表错误，即线性地址无效，没有对应的物理地址

l        "section permission fault"     do_sect_fault
段权限错误，即二级页表权限错误

l        "page permission fault"         do_page_fault
页权限错误

段权限错误 do_sect_fault

do_sect_fault函数直接调用do_bad_area作处理，并返回0，所以不会再经过arm_notify_die。do_bad_area中，判断是否属于用户模式。如果是用户模式，调用__do_user_fault函数；否则调用__do_kernel_fault函数。

void do_bad_area(unsigned long addr, unsigned int fsr, struct pt_regs *regs)

      if (user_mode(regs))

             __do_user_fault(tsk, addr, fsr, SIGSEGV, SEGV_MAPERR, regs);

      else

             __do_kernel_fault(mm, addr, fsr, regs);

__do_user_fault中，会发送信号给当前线程。

__do_kernel_fault则比较复杂：

l        调用fixup_exception进行修复操作，fixup的具体细节可在内核文档exception.txt中找到，它可用于处理get_user之类函数传入的地址参数无效的情况。

l        如果不能修复，调用die函数处理oops。

l        如果没有进程上下文，内核会在上一步的oops中panic。所以到这里肯定有一个进程与之关联，于是调用do_exit(SIGKILL)函数退出进程，SIGKILL会被设置在task_struct的exit_code域。

段表错误     do_translation_fault

do_translation_fault函数中，会首先判断引起abort的地址是否处于用户空间。

l        如果是用户空间地址，调用do_page_fault，转入和页表错误、页权限错误同样的处理流程。

l        如果是内核空间地址，会判断该地址对应的二级页表指针是否在init_mm中。如果在init_mm里面，那么该二级页表指针到当前进程的一级页表；否则，调用do_bad_area处理（可能会调用到fixup）。

对段表错误的处理逻辑的个人理解如下（不保证完全准确）：
Linux产生段表错误，除了fixup之外还有两种原因：一个是用户空间映射的线性地址出现异常，另一个是内核中调用vmalloc分配的线性地址出现异常。对用户空间地址的异常处理很容易理解。对于内核地址，从vmalloc的实现代码中可以看到，它分配的线性空间的映射关系都会保存到全局变量init_mm中，所以，任何vmalloc生成的线性空间的二级页表都应该在init_mm中找到。（init_mm是内核的mm_struct，管理整个内核的内存映射）。

从这里也可以看出，对vmalloc的地址访问可能会产生两次异常：第一次是段表错误，生成二级页表；第二次是页表错误，分配真正的物理页面到线性空间。

关于init_mm的细节可以参考http://my.chinaunix.net/space.php?uid=25471613&do=blog&id=323374，大概意思是内核页表改变时只改变init进程的内核页表init_mm，其它进程通过缺页异常从init_mm更新自己维护的内核页表。

页表错误     do_page_fault

页权限错误 do_page_fault

do_page_fault完成了真正的物理页面分配工作，另外栈扩展、mmap的支持等也都在这里。对于物理页面的分配，会调用到do_anonymous_page->。。。-> __rmqueue，__rmqueue中实现了物理页面分配的伙伴算法。

如果当前没有足够物理页面供内存分配，即分配失败：

l        内核模式下的abort会调用__do_kernel_fault，这与段权限错误中的处理一样。

l        用户模式下，会调用do_group_exit退出该任务所属的进程。

用户程序申请内存空间时，如果库函数本身的内存池不能满足分配，会调用brk系统调用向系统申请扩大堆空间。但此时扩大的只是线性空间，直到真正使用到那块线性空间时，系统才会通过data abort分配物理页面。用户空间的malloc函数返回不为NULL只能说明得到了线性空间的资源，但物理内存可能并没有映射上去，所以真正物理内存分配失败时，进程还是会以资源不足为由，直接退出。