Linux内核异常处理体系结构详解（一）【转】

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2015年11月30日 ⁄ 基础知识 ⁄ 共 6653字 ⁄ 字号 小 中 大 ⁄ Linux内核异常处理体系结构详解（一）已关闭评论

【首先来区分一下两个概念：中断(Interrupt)和异常(Exception)。中断属于异常的一种，就拿2440开发板来说，他有60多种中断源，例如来自DMA控制器、UART、IIC和外部中断等。2440有一个专门的中断控制器来处理这些中断，中断控制器在接收到这些中断信号之后就需要ARM920T进入IRQ或FIQ模式进行处理，这两种模式也是中断异常的仅有模式。而异常的概念要广的多，它包括复位、未定义指令、软中断、IRQ等等。还有一点知识就是，中断这种异常在响应之前到来之前是需要程序员进行什么优先级、是否要屏蔽信号之类的初始化的，而其他比如未定义指令是不用的，只要发生了就跳到异常向量入口取址执行。因此下面初始化内容中的第（2）点是针对中断这种异常的设置的】

一、初始化设置：

（1）异常向量相关的设置：start_kernel()-->setup_arch()-->early_trap_init()函数来担任这个任务。在arch/arm/kernel/traps.c文件件中定义：这个函数很有分量，值得细细分析！！！

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void __init early_trap_init(void) {  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;     /*  * 看下面这段英文注释，代码就一目了然了，就是把异常向量表、   *和异常处理那部分代码复制到指定的地址处  * Copy the vectors, stubs and kuser helpers (in entry-armv.S)  * into the vector page, mapped at 0xffff0000, and ensure these  * are visible to the instruction stream.  */  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);     /*  * Copy signal return handlers into the vector page, and  * set sigreturn to be a pointer to these.  */  memcpy((void *)KERN_SIGRETURN_CODE, sigreturn_codes,  sizeof(sigreturn_codes));     flush_icache_range(vectors, vectors + PAGE_SIZE);  modify_domain(DOMAIN_USER, DOMAIN_CLIENT); }

详细函数分析：

将异常向量表复制到vectors地址处，vectors在函数的第一句就被赋值为“CONFIG_VECTORS_BASE”，经验告诉我们它是个内核编译配置项，去内核的顶层目录里边的“.config”文件搜索就出来，果然就有“CONFIG_VECTORS_BASE=0xffff0000”这么一句话。
好，同样问题就来了，我们之前了解过的中断向量是放到0x00000000地址开始处，把中断向量放到0xffff0000 异常触发时cpu还能自动找到？答案是能！
在ARM920T的使用手册里边有涉及相关的内容：协处理控制寄存器CP15的C1寄存器的第[13]位就是用来设置异常向量的存放位置的，该位为0存放到0x0000000开始处，为1存放到0xffff0000开始处。

到这里Linux内核异常向量设置的工作就算是完成了。可是想想：设置完这些异常向量之后，异常发生了，CPU是怎么一个处理过程？？？接着往下分析

Linux内核处理异常主要流程

继续分析就得从异常向量表来开始入手，__vectors_start和__vectors_end在arch/arm/kernel/entry-armv.S文件中有定义。他们就是内核异常向量表的起始和结束地址。

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........  .globl __vectors_start __vectors_start:  swi SYS_ERROR0 ;arm在复位异常发生时来这里执行  b vector_und + stubs_offset  ldr pc, .LCvswi + stubs_offset  b vector_pabt + stubs_offset  b vector_dabt + stubs_offset  b vector_addrexcptn + stubs_offset  b vector_irq + stubs_offset  b vector_fiq + stubs_offset     .globl __vectors_end  ........

下面以第一个调转指令“b vector_und + stubs_offset”的分析为例，发现怎么在源码里面都找不到vector_und这个东东，各种查资料之后发现特么是个汇编宏定义，先熟悉一下汇编宏定义规则。

.macro MACRO_NAME PARA1 PARA2 ......

......内容......

.endm

同样在这个文件中找到了vector_stub这个宏：

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.macro vector_stub, name, mode, correction=0 .align 5 @将异常入口强制进行2^5字节对齐，即一个cache line大小对齐，出于性能考虑 vector_\name: .if \correction @correction=0 所以分支无效 sub lr, lr, #\correction .endif .endif ........... movs pc, lr @ branch to handler in SVC mode ENDPROC(vector_\name) .endm

以宏“vector_stub und, UND_MODE”为例将其展开为：

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vector_und: @ @ 此时已进入UND_MOD，lr=上一个模式被打断时的PC值，下面三条指令是保护上个模式的现场 @ stmia sp, {r0, lr} @ save r0, lr mrs lr, spsr @ 准备保存上个模式的cpsr值，因为他被放到了UND_MODE的spsr中 str lr, [sp, #8] @ save spsr to stack @ @ Prepare for SVC32 mode. IRQs remain disabled. 注意前面的“Prepare”，这里还不是真正切换到SVC，只是准备！！不要紧张 @ mrs r0, cpsr @ r0=0x1b (UND_MODE) eor r0, r0, #(\mode ^ SVC_MODE) @ 逻辑异或指令 msr spsr_cxsf, r0 @ cxsf是spsr寄存器的控制域（C）、扩展域（X）、状态域（S）、标志域（F），注意这里的spsr是UND管理模式的 @ @ the branch table must immediately follow this code 下一级跳转表必须要紧跟在这一段代码之后（这一点很重要） @ and lr, lr, #0x0f @ 执行这条指令之前：lr = 上个模式的cpsr值，现在取出其低四位--模式控制位的[4:0],关键点又来了：查看2440芯片手册可以知道，这低4位二进制值为十进制数值的 0-->User_Mode; 1-->Fiq_Mode; 2-->Irq_Mode; 3-->SVC_Mode; 7-->Abort_Mode; 11-->UND_Mode，明白了这些下面的处理就会恍然大悟，原来找到那些异常处理分支是依赖这4位的值来实现的 mov r0, sp @ 将SP值保存到R0是为了之后切换到SVC模式时将这个模式下堆栈中的信息转而保存到SVC模式下的堆栈中 ldr lr, [pc, lr, lsl #2] @ 我第一次遇到LDR的这种用法，找了一下LDR的资料发现是这个意思：将pc+lr*4的计算结果重新保存到lr中，我们知道pc是指向当前指令的下两条指令处的地址的，也就是指向了“.long __und_usr” movs pc, lr @ branch to handler in SVC mode 前方高能！关键的地方来了！在跳转到第二级分支的同时CPU的工作模式从UND_MODE强制切换到SVC_MODE,这是由于MOVS指令在赋值的同时会将spsr的值赋给cpsr ENDPROC(vector_und) .long __und_usr @ 0 (USR_26 / USR_32)运行用户模式下触发未定义指令异常 .long __und_invalid @ 1 (FIQ_26 / FIQ_32) .long __und_invalid @ 2 (IRQ_26 / IRQ_32) .long __und_svc @ 3 (SVC_26 / SVC_32)运行用户模式下触发未定义指令异常 .long __und_invalid @ 4 其他模式下面不能发生未定义指令异常，否则都使用__und_invalid分支处理这种异常 .long __und_invalid @ 5 .long __und_invalid @ 6 .long __und_invalid @ 7 .long __und_invalid @ 8 .long __und_invalid @ 9 .long __und_invalid @ a .long __und_invalid @ b .long __und_invalid @ c .long __und_invalid @ d .long __und_invalid @ e .long __und_invalid @ f

【附加注释：在arch\arm\include\asm\ptrace.h中有:

#define SVC_MODE 0x00000013

和

#define UND_MODE 0x0000001b

Linux的中断管理的设计思路都是这样的：异常事件触发，cpu自动跳到异常向量表处执行，同时也切换到对应的模式，但是随后立即有段代码强制让cpu切换到SVC管理模式进行异常处理，当然有一点值得一说，reset异常是进入用户模式的，此时的异常向量存放的是swi指令，swi指令是进入svc管理模式的(也叫内核模式)结果可想而知，也是进入管理模式。如此一来，内核管理异常就方便多了，从宏观的角度来看，cpu绝大部分时间是停留在user和svc模式的，要不就是user模式下正常工作，要不就是svc模式下异常处理，那段切换的时间完全被忽略。也就是说可以看做内核要不就是在user模式下要不就是在svc模式下被其他各种异常中断打断。

执行到“movs pc, lr”这一句，找到了branch table中的一项，现在我们继续往下分析，假设进入UND_MODE之前是User模式，那么接下来会到__und_usr分支去继续执行
__und_usr标号也是在该文件中定义，代码如下：

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__und_usr: usr_entry @搜一下发现这是一个宏定义，先猜测一下功能是：将usr模式下的寄存器、中断返回地址保存到堆栈中。可以说是接管UND_MODE下保存的信息和未保存信息 @ @ fall through to the emulation code, which returns using r9 if @ it has emulated the instruction, or the more conventional lr @ if we are to treat this as a real undefined instruction @ @ r0 - instruction @ adr r9, ret_from_exception adr lr, __und_usr_unknown tst r3, #PSR_T_BIT @ Thumb mode? subeq r4, r2, #4 @ ARM instr at LR - 4 subne r4, r2, #2 @ Thumb instr at LR - 2 1: ldreqt r0, [r4] beq call_fpe @ Thumb instruction #if __LINUX_ARM_ARCH__ >= 7 2: ldrht r5, [r4], #2 and r0, r5, #0xf800 @ mask bits 111x x... .... .... cmp r0, #0xe800 @ 32bit instruction if xx != 0 blo __und_usr_unknown @blo小于跳转指令。找到真正异常处理函数入口 3: ldrht r0, [r4] add r2, r2, #2 @ r2 is PC + 2, make it PC + 4 orr r0, r0, r5, lsl #16 #else b __und_usr_unknown #endif UNWIND(.fnend) ENDPROC(__und_usr)

usr_entry宏内容：

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.macro usr_entry UNWIND(.fnstart ) UNWIND(.cantunwind ) sub sp, sp, #S_FRAME_SIZE @ 通过查找和计算S_FRAME_SIZE=4*18=72 stmib sp, {r1 - r12} @ 从开始的Usr_MODE到UND_MODE，再到现在的SVC_MODE，程序中都没有去操作通用寄存器中的R1-R12，因此可以直接将他们入栈。接下来就可以随便使用这些寄存器了。   ldmia r0, {r1 - r3} @ 之前已将UND_MODE下栈顶指针保存到R0，出栈后r1=Usr_r0,r2=Usr_lr,r3=Usr_cpsr add r0, sp, #S_PC @ here for interlock avoidance 从这往下一小部分代码尚未消化 mov r4, #-1 str r1, [sp] @ save the "real" r0 copied @ from the exception stack   @ @ We are now ready to fill in the remaining blanks on the stack: @ @ r2 - lr_<exception>, already fixed up for correct return/restart @ r3 - spsr_<exception> @ r4 - orig_r0 (see pt_regs definition in ptrace.h) @ @ Also, separately save sp_usr and lr_usr @ stmia r0, {r2 - r4} stmdb r0, {sp, lr}^   @ @ Enable the alignment trap while in kernel mode @ alignment_trap r0   @ @ Clear FP to mark the first stack frame @ zero_fp .endm

__und_usr_unknown也是在这个文件中定义：

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__und_usr_unknown: enable_irq mov r0, sp adr lr, ret_from_exception @ 这里就是异常中断的返回，先将返回前处理的处理函数的地址给lr寄存器，下面调用完C函数之后直接就可以返回 b do_undefinstr @ 最终调用C函数进行复杂的处理 在arch/arm/kernel/traps.c中 ENDPROC(__und_usr_unknown)

小结一下Linux异常处理流程：

异常发生前工作状态，到异常发生，去异常向量表找到入口地址，（这算异常发生之后跳转到第一个处理分支），进入异常模式，保护部分现场，强制进入SVC管理模式，根据异常发生前的工作模式找到异常处理的第二级分支，在该模式下面接过异常模式堆栈中的信息，接着保存异常发生时异常模式还未保存的信息，准备好处理完毕返回处理程序的地址，调用异常处理函数。

（2）中断相关初始化：init_IRQ()函数来完成，他直接由srart_kernel()函数来调用。定义于arch/arm/kernel/irq.c,

这一部分的分析见下一篇文章。<linux内核异常处理体系结构详解（二）>