ARM Linux中断机制之中断处理

void __init early_trap_init(void)
{

//CONFIG_VECTORS_BASE在autoconf.h中定义(该文件自动成生)，值为0xffff0000,
 unsigned long vectors = CONFIG_VECTORS_BASE;
 extern char __stubs_start[], __stubs_end[];
 extern char __vectors_start[], __vectors_end[];
 extern char __kuser_helper_start[], __kuser_helper_end[];
 int kuser_sz = __kuser_helper_end - __kuser_helper_start；

/*  异常向量表拷贝到 0x0000_0000（或 0xFFFF_0000） ， 
异常处理程序的 stub 拷贝到 0x0000_0200（或 0xFFFF_0200） */ 
 memcpy((void *)vectors, __vectors_start, __vectors_end - __vectors_start);
 memcpy((void *)vectors + 0x200, __stubs_start, __stubs_end - __stubs_start);
 memcpy((void *)vectors + 0x1000 - kuser_sz, __kuser_helper_start, kuser_sz);

/*  拷贝信号处理函数 */ 
 memcpy((void *)KERN_SIGRETURN_CODE, sigreturn_codes,
        sizeof(sigreturn_codes));

/*  刷新 Cache，修改异常向量表占据的页面的访问权限*/

 flush_icache_range(vectors, vectors + PAGE_SIZE);
 modify_domain(DOMAIN_USER, DOMAIN_CLIENT);
}

这个函数把定义在 arch/arm/kernel/entry-armv.S 中的异常向量表和异常处理程序的 stub 进行
重定位：异常向量表拷贝到 0xFFFF_0000，异常向量处理程序的 stub 拷贝到 0xFFFF_0200。
然后调用 modify_domain()修改了异常向量表所占据的页面的访问权限，这使得用户态无法
访问该页，只有核心态才可以访问。 
 
arm处理器发生异常时总会跳转到 0xFFFF_0000（设为“高端向量配置”时）处的异常向量
表，因此进行这个重定位工作。

异常向量表，在文件arch/arm/kernel/entry-armv.S 中

 .equ stubs_offset, __vectors_start + 0x200 - __stubs_start

 .globl __vectors_start
__vectors_start:
 swi SYS_ERROR0
 b vector_und + stubs_offset //复位异常: 
 ldr pc, .LCvswi + stubs_offset //未定义指令异常:
 b vector_pabt + stubs_offset //软件中断异常:
 b vector_dabt + stubs_offset //数据异常: 
 b vector_addrexcptn + stubs_offset  //保留: 
 b vector_irq + stubs_offset  //普通中断异常:
 b vector_fiq + stubs_offset  //快速中断异常:

 .globl __vectors_end
__vectors_end:

当 ARM 处理器发生异常（中断是一种异常）时，会跳转到异常向量表，在向量表中找到相应的异常，并跳转到

该异常处理程序处执行。

stubs_offset,定义为__vectors_start + 0x200 - __stubs_start。

在中断初始化函数early_trap_init()中向量表被拷到0xFFFF_0000处，异常处理程序段被拷到0xFFFF_0200处。

比如此时发生中断异常b vector_irq + stubs_offset  将跳转到中断异常处理程序段去执行，由于vector_irq，

在异常处理程序段__stubs_start到__stubs_end之间此时跳转的位置将是__vectors_start + 0x200 + vector_irq - __stubs_start处。

异常处理程序段如下：

当 ARM 处理器发生异常（中断是一种异常）时，会跳转到异常向量表，在向量表中找到相应的异常，并跳转到

该异常处理程序处执行，这些异常处理程序即是放在以下异常处理程序段中。

 .globl __stubs_start
__stubs_start:

//vector_stub是一个宏，它代表有一段程序放在此处。irq, IRQ_MODE, 4是传递给宏vector_stub的参数。
 vector_stub irq, IRQ_MODE, 4

//以下是跳转表，在宏vector_stub代表的程序段中要用到该表来查找程序要跳转的位置。

//如果在进入终中断时是用户模式，则调用__irq_usr例程，如果为系统模式，则调用__irq_svc，如果是其他模式，则说明出错了，

//则调用__irq_invalid。

 .long __irq_usr   @  0  (USR_26 / USR_32)
 .long __irq_invalid   @  1  (FIQ_26 / FIQ_32)
 .long __irq_invalid   @  2  (IRQ_26 / IRQ_32)
 .long __irq_svc   @  3  (SVC_26 / SVC_32)
 .long __irq_invalid   @  4
 .long __irq_invalid   @  5
 .long __irq_invalid   @  6
 .long __irq_invalid   @  7
 .long __irq_invalid   @  8
 .long __irq_invalid   @  9
 .long __irq_invalid   @  a
 .long __irq_invalid   @  b
 .long __irq_invalid   @  c
 .long __irq_invalid   @  d
 .long __irq_invalid   @  e
 .long __irq_invalid   @  f

 vector_stub dabt, ABT_MODE, 8

 .。。。。。。

 vector_stub pabt, ABT_MODE, 4

。。。。。。

 vector_stub und, UND_MODE

。。。。。。

vector_fiq:
 disable_fiq
 subs pc, lr, #4

vector_addrexcptn:
 b vector_addrexcptn
 .align 5

.LCvswi:
 .word vector_swi

 .globl __stubs_end
__stubs_end:

宏vector_stub代表的程序段如下：name, mode, correction存储传入的参数之

 .macro vector_stub, name, mode, correction=0
 .align 5

vector_\name:
 .if \correction
 sub lr, lr, #\correction //修正返回地址，也就是中断处理完之后要执行的指令的地址
 .endif

 @
 @ Save r0, lr_ (parent PC) and spsr_
 @ (parent CPSR)
 @

///保存返回地址到堆栈，因为很快要使用r0寄存器，所以也要保存r0。sp后没有！所以sp指向的位置并没有变化。

 stmia sp, {r0, lr}  @ save r0, lr  

 mrs lr, spsr  
 str lr, [sp, #8]  @ save spsr

// 向上增长的栈。

// 此时的这个栈是中断模式下的栈，ARM下中断模式下和系统模式下的

// 栈是不同的。虽然ARM提供了七个模式，但Linux只使用了两个，一

// 个是用户模式，另一个为系统模式,所以这个栈只是一个临时性的栈。

/*

在arch/arm/include/asm/ptrace.h中有处理器的七种工作模式的定义

#define USR_MODE 0x00000010
#define FIQ_MODE 0x00000011
#define IRQ_MODE 0x00000012
#define SVC_MODE 0x00000013
#define ABT_MODE 0x00000017
#define UND_MODE 0x0000001b
#define SYSTEM_MODE 0x0000001f

*/
 mrs r0, cpsr
 eor r0, r0, #(\mode ^ SVC_MODE)
 msr spsr_cxsf, r0 ////把spsr设置为管理模式。//对spsr的所有控制为进行写操作,将r0的值全部注入spsr

 @
 @ the branch table must immediately follow this code
 @
 //and lr, lr, #0x0f //  这条指令之后lr中位spsr的低4位，上面跳转表有16项就是对应这16个状态
 //mov r0, sp //用r0保存堆栈指针的地址

//在对这段程序分析时要记住这段程序是以宏vector_stub的形式放在跳转表前面的。

//将跳转表中对应的地址条目存入lr。因为跳转表中每一个条目都是4个字节long，所以此处左移两位
 ldr lr, [pc, lr, lsl #2]

  movs pc, lr   @ branch to handler in SVC mode//程序跳转。
ENDPROC(vector_\name)
 .endm

在此我们以在用户空间发生中断异常为例，即程序跳转到__irq_usr处。

 .align 5
__irq_usr:
 usr_entry   //usr_entry是一个宏代表一段程序插入此处，宏usr_entry所代表的程序段将在下面分析        (1)

 kuser_cmpxchg_check

#ifdef CONFIG_TRACE_IRQFLAGS
 bl trace_hardirqs_off
#endif

//接着看get_thread_info， 它也是个宏,用来获取当前线程的地址。也将在后续分析。tsk存放的是线程结构体的地址。

/*

线程结构体原型如下在文件include/linux/sched.h中

struct thread_info {
 struct task_struct *task;  /* main task structure */
 unsigned long  flags;
 struct exec_domain *exec_domain; /* execution domain */
 int   preempt_count; /* 0 => preemptable, <0 => BUG */
 __u32 cpu; /* should always be 0 on m68k */
 struct restart_block    restart_block;
};

*/
 get_thread_info tsk                                                                                             (2)
#ifdef CONFIG_PREEMPT

//TI_PREEMPT在文件arch\arm\kernel\asm-offsets.c中定义是线程结构体thread_info 的成员preempt_count在

//结构体thread_info 中的偏移

/*

 内核态可剥夺内核，只有在 preempt_count 为 0 时， schedule() 才会被调用，其检查
是否需要进行进程切换，需要的话就切换。

*/
 ldr r8, [tsk, #TI_PREEMPT]  //获取preempt_count
 add r7, r8, #1   @ increment it //将该成员加一
 str r7, [tsk, #TI_PREEMPT] //间改变后的值存入preempt_count
#endif

 irq_handler  //调用中断操作函数，irq_handler是一个宏，在后续描述                               (3)
#ifdef CONFIG_PREEMPT
 ldr r0, [tsk, #TI_PREEMPT]
 str r8, [tsk, #TI_PREEMPT]
 teq r0, r7
 strne r0, [r0, -r0]
#endif
#ifdef CONFIG_TRACE_IRQFLAGS
 bl trace_hardirqs_on
#endif

 mov why, #0  //why在文件arch/arm/kernel/entry-header.S中定义为r8。:why .req r8
 b ret_to_user  //返回到用户态，该宏在文件 linux/arch/arm/kernel/entry-common.S中定义。    (4)
 UNWIND(.fnend  )
ENDPROC(__irq_usr)

下面分别对上面四处宏进行分析。（usr_entry，get_thread_info tsk，irq_handler，ret_to_user）

(1)

 .macro usr_entry
 UNWIND(.fnstart )
 UNWIND(.cantunwind ) @ don't unwind the user space

//S_FRAME_SIZE在文件arch\arm\kernel\asm-offsets.c中定义表示 寄存器结构体pt_regs的大小结构体

//pt_regs中有 r0~cpsr 18个寄存器即72个字节。
 sub sp, sp, #S_FRAME_SIZE  //为寄存器pt_regs结构体建立堆栈空间，让堆栈指针sp 指向r0 。

//stmib为存储前加，所以此处留出了用于存储r0的空间，将r1 - r12存入堆栈。sp后没加！

//所以sp指向的堆栈位置没有变，一直指向用于存储r0的存储空间。

 stmib sp, {r1 - r12}

//将中断前r0，lr，spsr的值取出存放在r1 - r3中，此时的r0是作为堆栈的sp在使用的。

//它的值是指向中断前r0的值在堆栈中存放的位置。在寄存器结构体pt_regs在堆栈中的位置上面。

 ldmia r0, {r1 - r3}  

 //S_PC即是pt_regs中的PC寄存器位置，让r0指向该位置。虽然S_PC还没有存入堆栈但它在堆栈中的位置存在
 add r0, sp, #S_PC  

 mov r4, #-1   //在r4中放入一个无效值。

 str r1, [sp]  //r1中存放的是中断前r0的值，此时将该值存入堆栈，上面已解释过在堆栈中流出r0的位置的问题。
 
//此时r2-r4存放的是中断前的lr， spsr的值和无效之。

 //此时将这些值存入pt_regs中寄存器在堆栈中对应的位置，即此时将中断前的lr， spsr的值和无效之

//存入寄存器结构体pt_regs的ARM_pc ，ARM_cpsr，ARM_ORIG_r0中。
 stmia r0, {r2 - r4}
 stmdb r0, {sp, lr}^ //stmdb是递减取值，将ARM_lr，ARM_sp存入lr，sp中。

 alignment_trap r0

//宏 zero_fp在文件arch/arm/kernel/entry-header.S中定义，清零fp。
 zero_fp
 .endm

上面的提到的struct pt_regs，在include/asm/ptrace.h中定义

struct pt_regs {
 long uregs[18];
};

#define ARM_cpsr uregs[16]
#define ARM_pc  uregs[15]
#define ARM_lr  uregs[14]
#define ARM_sp  uregs[13]
#define ARM_ip  uregs[12]
#define ARM_fp  uregs[11]
#define ARM_r10  uregs[10]
#define ARM_r9  uregs[9]
#define ARM_r8  uregs[8]
#define ARM_r7  uregs[7]
#define ARM_r6  uregs[6]
#define ARM_r5  uregs[5]
#define ARM_r4  uregs[4]
#define ARM_r3  uregs[3]
#define ARM_r2  uregs[2]
#define ARM_r1  uregs[1]
#define ARM_r0  uregs[0]
#define ARM_ORIG_r0 uregs[17]

(2)

//宏macro get_thread_info在文件arch/arm/kernel/entry-header.S中定义。用来获取当前线程的地址。

/*

include/linux/sched.h中：

union thread_union {

    struct thread_info thread_info; // 线程属性

    unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)]; // 栈

};

由它定义的线程是8K字节对齐的， 并且在这8K的最低地址处存放的就是thread_info对象，即该栈拥有者线程的对象，而get_thread_info就是通过把sp低13位清0(8K边 界)来获取当前thread_info对象的地址。

THREAD_SIZE在文件arch/arm/include/asm/thread_info.h中定义：#define THREAD_SIZE  8192

*/

 .macro get_thread_info, rd
 mov \rd, sp, lsr #13
 mov \rd, \rd, lsl #13
 .endm

(3)

//宏irq_handler文件arch/arm/kernel/entry-armv.S中定义：

 .macro irq_handler

//宏get_irqnr_preamble是一个空操作，在文件 arch/arm/mach-s3c2410/include/mach/entry-macro.S中定义
 get_irqnr_preamble r5, lr  

//宏get_irqnr_and_base通过读取寄存器INTPND来获得中断号。在该宏中获取的一些参量将存于这些寄存器中r0, r6, r5, lr。

//宏get_irqnr_and_base定义在文件 arch/arm/mach-s3c2410/include/mach/entry-macro.S，这个宏后续讲到。
1: get_irqnr_and_base r0, r6, r5, lr  
 movne r1, sp
 @
 @ routine called with r0 = irq number, r1 = struct pt_regs *
 @
 adrne lr, 1b

/*

// 通过上面的宏get_irqnr_and_base为调用asm_do_IRQ准备了参数中断号。

于是调用asm_do_IRQ来处理中断。函数asm_do_IRQ()是中断处理函数的C语言入口。此函数将在后续讨论。

函数asm_do_IRQ()在文件linux/arch/arm/kernel/irq.c中实现。

*/
 bne asm_do_IRQ

#ifdef CONFIG_SMP
 。。。。。。
 
#endif

 .endm

get_irqnr_and_base是平台相关的，这个宏查询ISPR(IRQ挂起中断服务寄存器，当有需要处理的中断时，这个寄存器的相应位会置位，任意时刻，最多一个位会置位)，计算出的中断号放在irqnr指定的寄存器中；这个宏在不同的ARM芯片上是不一样的，这个宏主要作用在于就是获得发生中断的中断号，对于s3c2440，代码在arch/arm/mach-s3c2410/include/entry-macro.S里，该宏处理完后，r0 = 中断号。

 .macro get_irqnr_and_base, irqnr, irqstat, base, tmp

  mov \base, #S3C24XX_VA_IRQ

  @@ try the interrupt offset register, since it is there

  ldr \irqstat, [ \base, #INTPND ]
  teq \irqstat, #0
  beq 1002f
  ldr \irqnr, [ \base, #INTOFFSET ]
  mov \tmp, #1
  tst \irqstat, \tmp, lsl \irqnr
  bne 1001f

  @@ the number specified is not a valid irq, so try
  @@ and work it out for ourselves

  mov \irqnr, #0  @@ start here

  @@ work out which irq (if any) we got

  movs \tmp, \irqstat, lsl#16
  addeq \irqnr, \irqnr, #16
  moveq \irqstat, \irqstat, lsr#16
  tst \irqstat, #0xff
  addeq \irqnr, \irqnr, #8
  moveq \irqstat, \irqstat, lsr#8
  tst \irqstat, #0xf
  addeq \irqnr, \irqnr, #4
  moveq \irqstat, \irqstat, lsr#4
  tst \irqstat, #0x3
  addeq \irqnr, \irqnr, #2
  moveq \irqstat, \irqstat, lsr#2
  tst \irqstat, #0x1
  addeq \irqnr, \irqnr, #1

  @@ we have the value
1001:
  adds \irqnr, \irqnr, #IRQ_EINT0
1002:
  @@ exit here, Z flag unset if IRQ

 .endm

(4)

宏ret_to_user在文件arch/arm/kernel/entry-common.S下定义：

ENTRY(ret_to_user)
ret_slow_syscall:
 disable_irq    //禁止中断
 ldr r1, [tsk, #TI_FLAGS]  //获取线程结构体thread_union的flags成员
 tst r1, #_TIF_WORK_MASK  //判断task是否被阻塞
 bne work_pending     //根据需要进行进程的切换，该段代码在下面讲述。
no_work_pending:   //不需要进程切换
 /* perform architecture specific actions before user return */
 arch_ret_to_user r1, lr

 @ slow_restore_user_regs
 ldr r1, [sp, #S_PSR]  @ get calling cpsr
 ldr lr, [sp, #S_PC]!  @ get pc
 msr spsr_cxsf, r1   @ save in spsr_svc //// spsr里保存好被中断代码处的状态(cpsp)
 ldmdb sp, {r0 - lr}^   //恢复中断前寄存器的值恢复到各个寄存器。
 mov r0, r0
 add sp, sp, #S_FRAME_SIZE - S_PC
 movs pc, lr    //返回用户态
ENDPROC(ret_to_user)

在arch/arm/kernel/entry-common.S中

work_pending: 
 tst r1, #_TIF_NEED_RESCHED //判断是否需要调度进程
 bne work_resched   // 进程调度
 tst r1, #_TIF_SIGPENDING
 beq no_work_pending //无需调度，返回
 mov r0, sp    @ 'regs'
 mov r2, why    @ 'syscall'
 bl do_notify_resume
 b ret_slow_syscall  @ Check work again

work_resched:
 bl schedule  //调用进程切换函数。

这里只讲了在用户模式下的中断处理，在内核模式下的处理方式也大抵相仿，就不再赘言了。

中断处理函数的C语言入口

asmlinkage void __exception asm_do_IRQ(unsigned int irq, struct pt_regs *regs)
{
 struct pt_regs *old_regs = set_irq_regs(regs);

 irq_enter(); //进入中断上下文

 if (irq >= NR_IRQS)
  handle_bad_irq(irq, &bad_irq_desc);
 else
  generic_handle_irq(irq); //根据中断号获取中断描述结构体，并调用其中断处理函数。

 irq_finish(irq); //退出中断上下文

 irq_exit();
 set_irq_regs(old_regs);
}

//函数generic_handle_irq()是函数generic_handle_irq_desc()的包装。

static inline void generic_handle_irq(unsigned int irq)
{
 generic_handle_irq_desc(irq, irq_to_desc(irq));
}

/*

如果实现了上层中断处理函数desc->handle_irq就调用它，实际上在中断处理函数s3c24xx_init_irq()中已为每一个

中断线分配了一个上层中断处理函数。

如果desc->handle_irq为空就调用通用中断处理函数__do_IRQ(irq);，在干函数中调用了函数handle_IRQ_event()，

在函数handle_IRQ_event()中执行了该条中断线上的每一个中断例程。

*/

static inline void generic_handle_irq_desc(unsigned int irq, struct irq_desc *desc)
{
#ifdef CONFIG_GENERIC_HARDIRQS_NO__DO_IRQ
 desc->handle_irq(irq, desc);
#else
 if (likely(desc->handle_irq))
  desc->handle_irq(irq, desc);
 else
  __do_IRQ(irq);
#endif
}