Linux中断子系统（三）之GIC中断处理过程
2021/9/13 7:04:57
本文主要是介绍Linux中断子系统（三）之GIC中断处理过程，对大家解决编程问题具有一定的参考价值，需要的程序猿们随着小编来一起学习吧！
Linux中断子系统（三）之GIC中断处理过程
备注：
1. Kernel版本：5.4
2. 使用工具：Source Insight 4.0
3. 参考博客：
Linux中断子系统（一）中断控制器及驱动分析
Linux中断子系统（二）-通用框架处理
吐血整理 | 肝翻Linux中断所有知识点
Linux kernel的中断子系统之（六）：ARM中断处理过程
中断处理的准备过程
中断模式的stack准备
ARM处理器有多种processor mode，例如user mode（用户空间的AP所处于的模式）、supervisor mode（即SVC mode，大部分的内核态代码都处于这种mode）、IRQ mode（发生中断后，处理器会切入到该mode）等。对于linux kernel，其中断处理处理过程中，ARM 处理器大部分都是处于SVC mode。但是，实际上产生中断的时候，ARM处理器实际上是进入IRQ mode，因此在进入真正的IRQ异常处理之前会有一小段IRQ mode的操作，之后会进入SVC mode进行真正的IRQ异常处理。由于IRQ mode只是一个过度，因此IRQ mode的栈很小，只有12个字节，具体如下：
//源码：arch/arm/kernel/setup.c
struct stack {
u32 irq[3];
u32 abt[3];
u32 und[3];
u32 fiq[3];
} ____cacheline_aligned;
#ifndef CONFIG_CPU_V7M
static struct stack stacks[NR_CPUS];
#endif
除了irq mode，linux kernel在处理abt mode（当发生data abort exception或者prefetch abort exception的时候进入的模式）和und mode（处理器遇到一个未定义的指令的时候进入的异常模式）的时候也是采用了相同的策略。也就是经过一个简短的abt或者und mode之后，stack切换到svc mode的栈上，这个栈就是发生异常那个时间点current thread的内核栈。anyway，在irq mode和svc mode之间总是需要一个stack保存数据，这就是中断模式的stack，系统初始化的时候，cpu_init函数中会进行中断模式stack的设定：
/*
* cpu_init - initialise one CPU.
*
* cpu_init sets up the per-CPU stacks.
*/
void notrace cpu_init(void)
{
#ifndef CONFIG_CPU_V7M
unsigned int cpu = smp_processor_id(); //获取CPU ID
struct stack *stk = &stacks[cpu]; //获取该CPU对于的irq abt和und的stack指针
if (cpu >= NR_CPUS) {
pr_crit("CPU%u: bad primary CPU number\n", cpu);
BUG();
}
/*
* This only works on resume and secondary cores. For booting on the
* boot cpu, smp_prepare_boot_cpu is called after percpu area setup.
*/
set_my_cpu_offset(per_cpu_offset(cpu));
cpu_proc_init();
/*
* Define the placement constraint for the inline asm directive below.
* In Thumb-2, msr with an immediate value is not allowed.
*/
#ifdef CONFIG_THUMB2_KERNEL
#define PLC "r" //Thumb-2下，msr指令不允许使用立即数，只能使用寄存器
#else
#define PLC "I"
#endif
/*
* setup stacks for re-entrant exception handlers
*/
__asm__ (
"msr cpsr_c, %1\n\t" //让CPU进入IRQ mode
"add r14, %0, %2\n\t" //r14寄存器保存stk->irq
"mov sp, r14\n\t" //设定IRQ mode的stack为stk->irq
"msr cpsr_c, %3\n\t"
"add r14, %0, %4\n\t"
"mov sp, r14\n\t" //设定abt mode的stack为stk->abt
"msr cpsr_c, %5\n\t"
"add r14, %0, %6\n\t"
"mov sp, r14\n\t"
"msr cpsr_c, %7\n\t" //设定und mode的stack为stk->und
"add r14, %0, %8\n\t"
"mov sp, r14\n\t"
"msr cpsr_c, %9" //设定fiq mode的stack为stk->fiq
:
: "r" (stk),
PLC (PSR_F_BIT | PSR_I_BIT | IRQ_MODE),
"I" (offsetof(struct stack, irq[0])),
PLC (PSR_F_BIT | PSR_I_BIT | ABT_MODE),
"I" (offsetof(struct stack, abt[0])),
PLC (PSR_F_BIT | PSR_I_BIT | UND_MODE),
"I" (offsetof(struct stack, und[0])),
PLC (PSR_F_BIT | PSR_I_BIT | FIQ_MODE),
"I" (offsetof(struct stack, fiq[0])),
PLC (PSR_F_BIT | PSR_I_BIT | SVC_MODE)
: "r14");
#endif
}
对于SMP，bootstrap CPU会在系统初始化的时候执行cpu_init函数，进行本CPU的irq、abt、und和fiq四种模式的内核栈的设定，具体调用序列是：start_kernel—>setup_arch—>setup_processor—>cpu_init。
对于系统中其他的CPU，bootstrap CPU会在系统初始化的最后，对每一个online的CPU进行初始化，具体的调用序列是：
start_kernel--->rest_init--->kernel_init--->kernel_init_freeable--->kernel_init_freeable --->smp_init--->cpu_up--->_cpu_up--->__cpu_up。
__cpu_up函数是和CPU architecture相关的。对于ARM，其调用序列是
__cpu_up--->boot_secondary--->smp_ops.smp_boot_secondary(SOC相关代码)--->secondary_startup--->__secondary_switched--->secondary_start_kernel--->cpu_init。
除了初始化，系统电源管理也需要irq、abt和und stack的设定。如果我们设定的电源管理状态在进入sleep的时候，CPU会丢失irq、abt和und stack point寄存器的值，那么在CPU resume的过程中，要调用cpu_init来重新设定这些值。
SVC模式的stack准备
我们经常说进程的用户空间和内核空间，对于一个应用程序而言，可以运行在用户空间，也可以通过系统调用进入内核空间。在用户空间，使用的是用户栈，也就是我们软件工程师编写用户空间程序的时候，保存局部变量的stack。陷入内核后，当然不能用用户栈了，这时候就需要使用到内核栈。所谓内核栈其实就是处于SVC mode时候使用的栈。在linux最开始启动的时候，系统只有一个进程（更准确的说是kernel thread），就是PID等于0的那个进程，叫做swapper进程（或者叫做idle进程）。该进程的内核栈是静态定义的，如下：
源码：init/init_task.c
/*
* Set up the first task table, touch at your own risk!. Base=0,
* limit=0x1fffff (=2MB)
*/
struct task_struct init_task
#ifdef CONFIG_ARCH_TASK_STRUCT_ON_STACK
__init_task_data
#endif
= {
#ifdef CONFIG_THREAD_INFO_IN_TASK
.thread_info = INIT_THREAD_INFO(init_task),
.stack_refcount = REFCOUNT_INIT(1),
#endif
.state = 0,
.stack = init_stack,
.usage = REFCOUNT_INIT(2),
.flags = PF_KTHREAD,
.prio = MAX_PRIO - 20,
.static_prio = MAX_PRIO - 20,
.normal_prio = MAX_PRIO - 20,
.policy = SCHED_NORMAL,
.cpus_ptr = &init_task.cpus_mask,
.cpus_mask = CPU_MASK_ALL,
.nr_cpus_allowed= NR_CPUS,
.mm = NULL,
.active_mm = &init_mm,
.restart_block = {
.fn = do_no_restart_syscall,
},
.se = {
.group_node = LIST_HEAD_INIT(init_task.se.group_node),
},
.rt = {
.run_list = LIST_HEAD_INIT(init_task.rt.run_list),
.time_slice = RR_TIMESLICE,
},
.tasks = LIST_HEAD_INIT(init_task.tasks),
#ifdef CONFIG_SMP
.pushable_tasks = PLIST_NODE_INIT(init_task.pushable_tasks, MAX_PRIO),
#endif
#ifdef CONFIG_CGROUP_SCHED
.sched_task_group = &root_task_group,
#endif
.ptraced = LIST_HEAD_INIT(init_task.ptraced),
.ptrace_entry = LIST_HEAD_INIT(init_task.ptrace_entry),
.real_parent = &init_task,
.parent = &init_task,
.children = LIST_HEAD_INIT(init_task.children),
.sibling = LIST_HEAD_INIT(init_task.sibling),
.group_leader = &init_task,
RCU_POINTER_INITIALIZER(real_cred, &init_cred),
RCU_POINTER_INITIALIZER(cred, &init_cred),
.comm = INIT_TASK_COMM,
.thread = INIT_THREAD,
.fs = &init_fs,
.files = &init_files,
.signal = &init_signals,
.sighand = &init_sighand,
.nsproxy = &init_nsproxy,
.pending = {
.list = LIST_HEAD_INIT(init_task.pending.list),
.signal = {{0}}
},
.blocked = {{0}},
.alloc_lock = __SPIN_LOCK_UNLOCKED(init_task.alloc_lock),
.journal_info = NULL,
INIT_CPU_TIMERS(init_task)
.pi_lock = __RAW_SPIN_LOCK_UNLOCKED(init_task.pi_lock),
.timer_slack_ns = 50000, /* 50 usec default slack */
.thread_pid = &init_struct_pid,
.thread_group = LIST_HEAD_INIT(init_task.thread_group),
.thread_node = LIST_HEAD_INIT(init_signals.thread_head),
#ifdef CONFIG_AUDIT
.loginuid = INVALID_UID,
.sessionid = AUDIT_SID_UNSET,
#endif
#ifdef CONFIG_PERF_EVENTS
.perf_event_mutex = __MUTEX_INITIALIZER(init_task.perf_event_mutex),
.perf_event_list = LIST_HEAD_INIT(init_task.perf_event_list),
#endif
#ifdef CONFIG_PREEMPT_RCU
.rcu_read_lock_nesting = 0,
.rcu_read_unlock_special.s = 0,
.rcu_node_entry = LIST_HEAD_INIT(init_task.rcu_node_entry),
.rcu_blocked_node = NULL,
#endif
#ifdef CONFIG_TASKS_RCU
.rcu_tasks_holdout = false,
.rcu_tasks_holdout_list = LIST_HEAD_INIT(init_task.rcu_tasks_holdout_list),
.rcu_tasks_idle_cpu = -1,
#endif
#ifdef CONFIG_CPUSETS
.mems_allowed_seq = SEQCNT_ZERO(init_task.mems_allowed_seq),
#endif
#ifdef CONFIG_RT_MUTEXES
.pi_waiters = RB_ROOT_CACHED,
.pi_top_task = NULL,
#endif
INIT_PREV_CPUTIME(init_task)
#ifdef CONFIG_VIRT_CPU_ACCOUNTING_GEN
.vtime.seqcount = SEQCNT_ZERO(init_task.vtime_seqcount),
.vtime.starttime = 0,
.vtime.state = VTIME_SYS,
#endif
#ifdef CONFIG_NUMA_BALANCING
.numa_preferred_nid = NUMA_NO_NODE,
.numa_group = NULL,
.numa_faults = NULL,
#endif
#ifdef CONFIG_KASAN
.kasan_depth = 1,
#endif
#ifdef CONFIG_TRACE_IRQFLAGS
.softirqs_enabled = 1,
#endif
#ifdef CONFIG_LOCKDEP
.lockdep_depth = 0, /* no locks held yet */
.curr_chain_key = INITIAL_CHAIN_KEY,
.lockdep_recursion = 0,
#endif
#ifdef CONFIG_FUNCTION_GRAPH_TRACER
.ret_stack = NULL,
#endif
#if defined(CONFIG_TRACING) && defined(CONFIG_PREEMPTION)
.trace_recursion = 0,
#endif
#ifdef CONFIG_LIVEPATCH
.patch_state = KLP_UNDEFINED,
#endif
#ifdef CONFIG_SECURITY
.security = NULL,
#endif
};
EXPORT_SYMBOL(init_task);
#define THREAD_SIZE_ORDER 1 #define THREAD_SIZE (PAGE_SIZE << THREAD_SIZE_ORDER) #define THREAD_START_SP (THREAD_SIZE - 8) extern unsigned long init_stack[THREAD_SIZE / sizeof(unsigned long)];
对于ARM平台，THREAD_SIZE是8192个byte，因此占据两个page frame。随着初始化的进行，Linux kernel会创建若干的内核线程，而在进入用户空间后，user space的进程也会创建进程或者线程。Linux kernel在创建进程（包括用户进程和内核线程）的时候都会分配一个（或者两个，和配置相关）page frame，具体代码如下：
static struct task_struct *dup_task_struct(struct task_struct *orig, int node)
{
struct task_struct *tsk;
unsigned long *stack;
struct vm_struct *stack_vm_area __maybe_unused;
int err;
if (node == NUMA_NO_NODE)
node = tsk_fork_get_node(orig);
tsk = alloc_task_struct_node(node);
if (!tsk)
return NULL;
stack = alloc_thread_stack_node(tsk, node);
if (!stack)
goto free_tsk;
if (memcg_charge_kernel_stack(tsk))
goto free_stack;
stack_vm_area = task_stack_vm_area(tsk);
err = arch_dup_task_struct(tsk, orig);
/*
* arch_dup_task_struct() clobbers the stack-related fields. Make
* sure they're properly initialized before using any stack-related
* functions again.
*/
tsk->stack = stack;
#ifdef CONFIG_VMAP_STACK
tsk->stack_vm_area = stack_vm_area;
#endif
#ifdef CONFIG_THREAD_INFO_IN_TASK
refcount_set(&tsk->stack_refcount, 1);
#endif
if (err)
goto free_stack;
#ifdef CONFIG_SECCOMP
/*
* We must handle setting up seccomp filters once we're under
* the sighand lock in case orig has changed between now and
* then. Until then, filter must be NULL to avoid messing up
* the usage counts on the error path calling free_task.
*/
tsk->seccomp.filter = NULL;
#endif
setup_thread_stack(tsk, orig);
clear_user_return_notifier(tsk);
clear_tsk_need_resched(tsk);
set_task_stack_end_magic(tsk);
#ifdef CONFIG_STACKPROTECTOR
tsk->stack_canary = get_random_canary();
#endif
if (orig->cpus_ptr == &orig->cpus_mask)
tsk->cpus_ptr = &tsk->cpus_mask;
/*
* One for the user space visible state that goes away when reaped.
* One for the scheduler.
*/
refcount_set(&tsk->rcu_users, 2);
/* One for the rcu users */
refcount_set(&tsk->usage, 1);
#ifdef CONFIG_BLK_DEV_IO_TRACE
tsk->btrace_seq = 0;
#endif
tsk->splice_pipe = NULL;
tsk->task_frag.page = NULL;
tsk->wake_q.next = NULL;
account_kernel_stack(tsk, 1);
kcov_task_init(tsk);
#ifdef CONFIG_FAULT_INJECTION
tsk->fail_nth = 0;
#endif
#ifdef CONFIG_BLK_CGROUP
tsk->throttle_queue = NULL;
tsk->use_memdelay = 0;
#endif
#ifdef CONFIG_MEMCG
tsk->active_memcg = NULL;
#endif
return tsk;
free_stack:
free_thread_stack(tsk);
free_tsk:
free_task_struct(tsk);
return NULL;
}
底部是struct thread_info数据结构，顶部（高地址）就是该进程的内核栈。当进程切换的时候，整个硬件和软件的上下文都会进行切换，这里就包括了svc mode的sp寄存器的值被切换到调度算法选定的新的进程的内核栈上来。
异常向量表的准备
对于ARM处理器而言，当发生异常的时候，处理器会暂停当前指令的执行，保存现场，转而去执行对应的异常向量处的指令，当处理完该异常的时候，恢复现场，回到原来的那点去继续执行程序。系统所有的异常向量（共计8个）组成了异常向量表。向量表（vector table）的代码如下：
//源码：arch/arm/kernel/entry-armv.S .section .vectors, "ax", %progbits .L__vectors_start: W(b) vector_rst W(b) vector_und W(ldr) pc, .L__vectors_start + 0x1000 W(b) vector_pabt W(b) vector_dabt W(b) vector_addrexcptn W(b) vector_irq W(b) vector_fiq
对于本文而言，我们重点关注vector_irq这个exception vector。异常向量表可能被安放在两个位置上：
（1）异常向量表位于0x0的地址。这种设置叫做Normal vectors或者Low vectors。
（2）异常向量表位于0xffff0000的地址。这种设置叫做high vectors具体是low vectors还是high vectors是由ARM的一个叫做的SCTLR寄存器的第13个bit （vector bit）控制的。
对于启用MMU的ARM Linux而言，系统使用了high vectors。为什么不用low vector呢？
对于linux而言，0～3G的空间是用户空间，如果使用low vector，那么异常向量表在0地址，那么则是用户空间的位置，因此linux选用high vector。当然，使用Low vector也可以，这样Low vector所在的空间则属于kernel space了（也就是说，3G～4G的空间加上Low vector所占的空间属于kernel space），不过这时候要注意一点，因为所有的进程共享kernel space，而用户空间的程序经常会发生空指针访问，这时候，内存保护机制应该可以捕获这种错误（大部分的MMU都可以做到，例如：禁止userspace访问kernel space的地址空间），防止vector table被访问到。对于内核中由于程序错误导致的空指针访问，内存保护机制也需要控制vector table被修改，因此vector table所在的空间被设置成read only的。
在使用了MMU之后，具体异常向量表放在那个物理地址已经不重要了，重要的是把它映射到0xffff0000的虚拟地址就OK了，具体代码如下：
//源码：arch/arm/mm/mmu.c
/*
* Set up the device mappings. Since we clear out the page tables for all
* mappings above VMALLOC_START, except early fixmap, we might remove debug
* device mappings. This means earlycon can be used to debug this function
* Any other function or debugging method which may touch any device _will_
* crash the kernel.
*/
static void __init devicemaps_init(const struct machine_desc *mdesc)
{
struct map_desc map;
unsigned long addr;
void *vectors;
/*
* Allocate the vector page early.
*/
vectors = early_alloc(PAGE_SIZE * 2);//分配两个page的物理页帧
early_trap_init(vectors);//copy向量表以及相关help function到该区域
........
/*
* Create a mapping for the machine vectors at the high-vectors
* location (0xffff0000). If we aren't using high-vectors, also
* create a mapping at the low-vectors virtual address.
*/
map.pfn = __phys_to_pfn(virt_to_phys(vectors));
map.virtual = 0xffff0000;
map.length = PAGE_SIZE;
#ifdef CONFIG_KUSER_HELPERS
map.type = MT_HIGH_VECTORS;
#else
map.type = MT_LOW_VECTORS;
#endif
create_mapping(&map);//映射0xffff0000的那个page frame
//如果SCTLR.V的值设定为low vectors，那么还要映射0地址开始的memory
if (!vectors_high()) {
map.virtual = 0;
map.length = PAGE_SIZE * 2;
map.type = MT_LOW_VECTORS;
create_mapping(&map);
}
/* Now create a kernel read-only mapping */
map.pfn += 1;
map.virtual = 0xffff0000 + PAGE_SIZE;
map.length = PAGE_SIZE;
map.type = MT_LOW_VECTORS;
create_mapping(&map); //映射high vecotr开始的第二个page frame
/*
* Ask the machine support to map in the statically mapped devices.
*/
if (mdesc->map_io)
mdesc->map_io();
else
debug_ll_io_init();
fill_pmd_gaps();
/* Reserve fixed i/o space in VMALLOC region */
pci_reserve_io();
/*
* Finally flush the caches and tlb to ensure that we're in a
* consistent state wrt the writebuffer. This also ensures that
* any write-allocated cache lines in the vector page are written
* back. After this point, we can start to touch devices again.
*/
local_flush_tlb_all();
flush_cache_all();
/* Enable asynchronous aborts */
early_abt_enable();
}
为什么要分配两个page frame呢？
这里vectors table和kuser helper函数（内核空间提供的函数，但是用户空间使用）占用了一个page frame，另外异常处理的stub函数占用了另外一个page frame。为什么会有stub函数呢？稍后会讲到。在early_trap_init函数中会初始化异常向量表，具体代码如下：
void __init early_trap_init(void *vectors_base)
{
#ifndef CONFIG_CPU_V7M
unsigned long vectors = (unsigned long)vectors_base;
extern char __stubs_start[], __stubs_end[];
extern char __vectors_start[], __vectors_end[];
unsigned i;
vectors_page = vectors_base;
/*
* Poison the vectors page with an undefined instruction. This
* instruction is chosen to be undefined for both ARM and Thumb
* ISAs. The Thumb version is an undefined instruction with a
* branch back to the undefined instruction.
*/
// 将整个vector table那个page frame填充成未定义的指令。
// 起始vector table加上kuser helper函数并不能完全的充满这个page，有些缝隙。
// 如果不这么处理，当极端情况下（程序错误或者HW的issue），
// CPU可能从这些缝隙中取指执行，从而导致不可知的后果。
// 如果将这些缝隙填充未定义指令，那么CPU可以捕获这种异常。
for (i = 0; i < PAGE_SIZE / sizeof(u32); i++)
((u32 *)vectors_base)[i] = 0xe7fddef1;
/*
* 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.
*/
// 拷贝vector table，拷贝stub function
memcpy((void *)vectors, __vectors_start, __vectors_end - __vectors_start);
memcpy((void *)vectors + 0x1000, __stubs_start, __stubs_end - __stubs_start);
kuser_init(vectors_base);
flush_icache_range(vectors, vectors + PAGE_SIZE * 2);
#else /* ifndef CONFIG_CPU_V7M */
/*
* on V7-M there is no need to copy the vector table to a dedicated
* memory area. The address is configurable and so a table in the kernel
* image can be used.
*/
#endif
}
一旦涉及代码的拷贝，我们就需要关心其编译连接时地址（link-time address)和运行时地址（run-time address）。在kernel完成链接后，__vectors_start有了其link-time address，如果link-time address和run-time address一致，那么这段代码运行时毫无压力。
但是，目前对于vector table而言，其被copy到其他的地址上（对于High vector，这是地址就是0xffff00000），也就是说，link-time address和run-time address不一样了，如果仍然想要这些代码可以正确运行，那么需要这些代码是位置无关的代码。
对于vector table而言，必须要位置无关。B这个branch instruction本身就是位置无关的，它可以跳转到一个当前位置的offset。不过并非所有的vector都是使用了branch instruction，对于软中断，其vector地址上指令是“W(ldr) pc, __vectors_start + 0x1000 ”，这条指令被编译器编译成ldr pc, [pc, #4080]，这种情况下，该指令也是位置无关的，但是有个限制，offset必须在4K的范围内，这也是为何存在stub section的原因了。
中断处理的执行过程
vectot_irq的定义
//源码：arch/arm/kernel/entry-armv.S /* * Interrupt dispatcher */ vector_stub irq, IRQ_MODE, 4 @ 减去4，确保返回发生中断之后的那条指令 .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宏定义
THUMB( .thumb )
/*
* Vector stubs.
*
* This code is copied to 0xffff1000 so we can use branches in the
* vectors, rather than ldr's. Note that this code must not exceed
* a page size.
*
* Common stub entry macro:
* Enter in IRQ mode, spsr = SVC/USR CPSR, lr = SVC/USR PC
*
* SP points to a minimal amount of processor-private memory, the address
* of which is copied into r0 for the mode specific abort handler.
*/
.macro vector_stub, name, mode, correction=0
.align 5
vector_\name:
@ 异常的时候，lr中保存了发生中断的PC＋4，
@ 如果减去4的话，得到的就是发生中断那一点的PC值
.if \correction
sub lr, lr, #\correction
.endif
@
@ Save r0, lr_<exception> (parent PC) and spsr_<exception>
@ (parent CPSR)
@
@ 依次保存lr、pc、spsr的值(硬件已经帮我们保存了CPSR到SPSR中)
stmia sp, {r0, lr} @ save r0, lr
mrs lr, spsr
@ 因为随后的代码要使用r0寄存器，因此我们要把r0放到栈上，
@ 只有这样才能完完全全恢复硬件现场。
str lr, [sp, #8] @ save spsr
@
@ Prepare for SVC32 mode. IRQs remain disabled.
@
@ 准备将ARM推送到SVC mode
@ 其实就是修改SPSR的值，SPSR不是CPSR，
@ 不会引起processor mode的切换
mrs r0, cpsr
eor r0, r0, #(\mode ^ SVC_MODE | PSR_ISETSTATE)
msr spsr_cxsf, r0
@
@ the branch table must immediately follow this code
@
and lr, lr, #0x0f @ lr保存了发生异常时候的CPSR，通过and操作，可以获取CPSR.M[3:0]的值
THUMB( adr r0, 1f ) @ 根据当前PC值，获取lable 1的地址
THUMB( ldr lr, [r0, lr, lsl #2] ) @ lr根据当前mode，要么是__irq_usr的地址 ，要么是__irq_svc的地址
mov r0, sp @将irq mode的stack point通过r0传递给即将跳转的函数
ARM( ldr lr, [pc, lr, lsl #2] )
movs pc, lr @ branch to handler in SVC mode
ENDPROC(vector_\name)
.align 2
@ handler addresses follow this label
1:
.endm
当发生中断的时候，代码运行在用户空间
Interrupt dispatcher的代码如下：
源码：arch/arm/kernel/entry-armv.S /* * Interrupt dispatcher */ vector_stub irq, IRQ_MODE, 4 .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
这其实就是一个lookup table，根据CPSR.M[3:0]的值进行跳转。因此，该lookup table共设定了16个入口，当然只有两项有效，分别对应user mode和svc mode的跳转地址。其他入口的__irq_invalid也是非常关键的，这保证了在其模式下发生了中断，系统可以捕获到这样的错误，为debug提供有用的信息。
__irq_usr函数定义：
//源码：arch/arm/kernel/entry-armv.S .align 5 __irq_usr: usr_entry @ 保存用户现场 kuser_cmpxchg_check irq_handler @ 中断处理函数 get_thread_info tsk @ tsk是r9，指向当前的thread info数据结构 mov why, #0 @ why是r8 b ret_to_user_from_irq @ 中断返回 UNWIND(.fnend ) ENDPROC(__irq_usr)
（1）保存发生中断时候的现场。所谓保存现场其实就是把发生中断那一刻的硬件上下文（各个寄存器）保存在了SVC mode的stack上。
usr_entry函数定义：
//源码：arch/arm/kernel/entry-armv.S
.macro usr_entry, trace=1, uaccess=1
UNWIND(.fnstart )
UNWIND(.cantunwind ) @ don't unwind the user space
sub sp, sp, #PT_REGS_SIZE －－－－－－－－－－－－－－A
ARM( stmib sp, {r1 - r12} ) －－－－－－－－－－－－－－B
THUMB( stmia sp, {r0 - r12} )
ATRAP( mrc p15, 0, r7, c1, c0, 0)
ATRAP( ldr r8, .LCcralign)
ldmia r0, {r3 - r5} －－－－－－－－－－－－－－C
add r0, sp, #S_PC @ here for interlock avoidance －－D
mov r6, #-1 @ "" "" "" ""
str r3, [sp] @ save the "real" r0 copied
@ from the exception stack
ATRAP( ldr r8, [r8, #0])
@
@ We are now ready to fill in the remaining blanks on the stack:
@
@ r4 - lr_<exception>, already fixed up for correct return/restart
@ r5 - spsr_<exception>
@ r6 - orig_r0 (see pt_regs definition in ptrace.h)
@
@ Also, separately save sp_usr and lr_usr
@
stmia r0, {r4 - r6} －－－－－－－－－－－－－－E
ARM( stmdb r0, {sp, lr}^ ) －－－－－－－F
THUMB( store_user_sp_lr r0, r1, S_SP - S_PC )
.if \uaccess
uaccess_disable ip
.endif
@ Enable the alignment trap while in kernel mode
ATRAP( teq r8, r7)
ATRAP( mcrne p15, 0, r8, c1, c0, 0)
@
@ Clear FP to mark the first stack frame
@
zero_fp
.if \trace
#ifdef CONFIG_TRACE_IRQFLAGS
bl trace_hardirqs_off
#endif
ct_user_exit save = 0
.endif
.endm
A：代码执行到这里的时候，ARM处理已经切换到了SVC mode。一旦进入SVC mode，ARM处理器看到的寄存器已经发生变化，这里的sp已经变成了sp_svc了。因此，后续的压栈操作都是压入了发生中断那一刻的进程的（或者内核线程）内核栈（svc mode栈）。具体保存多少个寄存器值？S_FRAME_SIZE已经给出了答案，这个值是18个寄存器。r0～r15再加上CPSR也只有17个而已。先保留这个疑问，我们稍后回答。
B：压栈首先压入了r1～r12，这里为何不处理r0？因为r0在irq mode切到svc mode的时候被污染了，不过，原始的r0被保存的irq mode的stack上了。r13（sp）和r14（lr）需要保存吗，当然需要，稍后再保存。执行到这里，内核栈的布局如下图所示：
stmib中的ib表示increment before，因此，在压入R1的时候，stack pointer会先增加4，重要是预留r0的位置。stmib sp, {r1 - r12}指令中的sp没有“！”的修饰符，表示压栈完成后并不会真正更新stack pointer，因此sp保持原来的值。
C：注意，这里r0指向了irq stack，因此，r3是中断时候的r0值，r4是中断现场的PC值，r5是中断现场的CPSR值。
D：把r0赋值为S_PC的值。根据struct pt_regs的定义（这个数据结构反应了内核栈上的保存的寄存器的排列信息），从低地址到高地址依次为：
ARM_r0 ARM_r1 ARM_r2 ARM_r3 ARM_r4 ARM_r5 ARM_r6 ARM_r7 ARM_r8 ARM_r9 ARM_r10 ARM_fp ARM_ip ARM_sp ARM_lr ARM_pc<---------add r0, sp, #S_PC指令使得r0指向了这个位置 ARM_cpsr ARM_ORIG_r0
为什么要给r0赋值？因此kernel不想修改sp的值，保持sp指向栈顶。
E：在内核栈上保存剩余的寄存器的值，根据代码，依次是r0，PC，CPSR和orig r0。执行到这里，内核栈的布局如下图所示
R0，PC和CPSR来自IRQ mode的stack。实际上这段操作就是从irq stack就中断现场搬移到内核栈上。
F：内核栈上还有两个寄存器没有保持，分别是发生中断时候sp和lr这两个寄存器。这时候，r0指向了保存PC寄存器那个地址（add r0, sp, #S_PC），stmdb r0, {sp, lr}^中的“db”是decrement before，因此，将sp和lr压入stack中的剩余的两个位置。需要注意的是，我们保存的是发生中断那一刻（对于本节，这是当时user mode的sp和lr），指令中的“^”符号表示访问user mode的寄存器。
（2）核心处理irq_handler
irq_handler的处理有两种配置。一种是配置了CONFIG_MULTI_IRQ_HANDLER。这种情况下，linux kernel允许run time设定irq handler。如果我们需要一个linux kernel image支持多个平台，这是就需要配置这个选项。另外一种是传统的linux的做法，irq_handler实际上就是arch_irq_handler_default，具体代码如下：
//源码：arch/arm/kernel/entry-armv.S .macro irq_handler #ifdef CONFIG_GENERIC_IRQ_MULTI_HANDLER ldr r1, =handle_arch_irq mov r0, sp @设定传递给machine定义的handle_arch_irq的参数 badr lr, 9997f @设定返回地址 ldr pc, [r1] #else arch_irq_handler_default #endif 9997: .endm
对于情况一，machine相关代码需要设定handle_arch_irq函数指针，这里的汇编指令只需要调用这个machine代码提供的irq handler即可（当然，要准备好参数传递和返回地址设定）。
情况二要稍微复杂一些（而且，看起来kernel中使用的越来越少），代码如下：
//源码：arch/arm/include/asm/entry-macro-multi.S
.macro arch_irq_handler_default
get_irqnr_preamble r6, lr
1: get_irqnr_and_base r0, r2, r6, lr
movne r1, sp
@
@ routine called with r0 = irq number, r1 = struct pt_regs *
@ 需要两个参数，一个是 irq number（保存在r0）
@ 另一个是 struct pt_regs *（保存在r1中）
@ 返回地址设定为符号1，也就是说要不断的解析irq状态寄存器
@的内容，得到IRQ number，直到所有的irq number处理完毕
badrne lr, 1b
bne asm_do_IRQ
#ifdef CONFIG_SMP
/*
* XXX
*
* this macro assumes that irqstat (r2) and base (r6) are
* preserved from get_irqnr_and_base above
*/
ALT_SMP(test_for_ipi r0, r2, r6, lr)
ALT_UP_B(9997f)
movne r1, sp
badrne lr, 1b
bne do_IPI
#endif
9997:
.endm
这里的代码已经是和machine相关的代码了，我们这里只是简短描述一下。所谓machine相关也就是说和系统中的中断控制器相关了。get_irqnr_preamble是为中断处理做准备，有些平台根本不需要这个步骤，直接定义为空即可。get_irqnr_and_base 有四个参数，分别是：r0保存了本次解析的irq number，r2是irq状态寄存器的值，r6是irq controller的base address，lr是scratch register。
对于ARM平台而言，我们推荐使用第一种方法，因为从逻辑上讲，中断处理就是需要根据当前的硬件中断系统的状态，转换成一个IRQ number，然后调用该IRQ number的处理函数即可。通过get_irqnr_and_base这样的宏定义来获取IRQ是旧的ARM SOC系统使用的方法，它是假设SOC上有一个中断控制器，硬件状态和IRQ number之间的关系非常简单。但是实际上，ARM平台上的硬件中断系统已经是越来越复杂了，需要引入interrupt controller级联，irq domain等等概念，因此，使用第一种方法优点更多，详见下文：handle_arch_irq执行过程。
当发生中断的时候，代码运行在内核空间
如果中断发生在内核空间，代码会跳转到__irq_svc处执行：
.align 5 __irq_svc: svc_entry @ 保存发生中断那一刻的现场保存在内核栈上 irq_handler @ 具体的中断处理，同user mode的处理 #ifdef CONFIG_PREEMPT @ 和preempt相关的处理 ldr r8, [tsk, #TI_PREEMPT] @ get preempt count ldr r0, [tsk, #TI_FLAGS] @ get flags teq r8, #0 @ if preempt count != 0 movne r0, #0 @ force flags to 0 tst r0, #_TIF_NEED_RESCHED blne svc_preempt #endif svc_exit r5, irq = 1 @ return from exception UNWIND(.fnend ) ENDPROC(__irq_svc)
保存现场的代码和user mode下的现场保存是类似的，因此这里不再详细描述，只是在下面的代码中内嵌一些注释。
//源码：arch/arm/kernel/entry-armv.S
.macro svc_entry, stack_hole=0, trace=1, uaccess=1
UNWIND(.fnstart )
UNWIND(.save {r0 - pc} )
sub sp, sp, #(SVC_REGS_SIZE + \stack_hole - 4) @ sp指向struct pt_regs中r1的位置
#ifdef CONFIG_THUMB2_KERNEL
SPFIX( str r0, [sp] ) @ temporarily saved
SPFIX( mov r0, sp )
SPFIX( tst r0, #4 ) @ test original stack alignment
SPFIX( ldr r0, [sp] ) @ restored
#else
SPFIX( tst sp, #4 )
#endif
SPFIX( subeq sp, sp, #4 )
stmia sp, {r1 - r12} @ 寄存器入栈
ldmia r0, {r3 - r5}
add r7, sp, #S_SP - 4 @ here for interlock avoidance @ r7指向struct pt_regs中r12的位置
mov r6, #-1 @ "" "" "" "" @ orig r0设为-1
add r2, sp, #(SVC_REGS_SIZE + \stack_hole - 4) @ r2是发现中断那一刻stack的现场
SPFIX( addeq r2, r2, #4 )
str r3, [sp, #-4]! @ save the "real" r0 copied @ 保存r0，注意有一个！，sp会加上4，这时候sp就指向栈顶的r0位置了
@ from the exception stack
mov r3, lr @ 保存svc mode的lr到r3
@
@ We are now ready to fill in the remaining blanks on the stack:
@
@ r2 - sp_svc
@ r3 - lr_svc
@ r4 - lr_<exception>, already fixed up for correct return/restart
@ r5 - spsr_<exception>
@ r6 - orig_r0 (see pt_regs definition in ptrace.h)
@
stmia r7, {r2 - r6}
get_thread_info tsk
uaccess_entry tsk, r0, r1, r2, \uaccess
.if \trace
#ifdef CONFIG_TRACE_IRQFLAGS
bl trace_hardirqs_off
#endif
.endif
.endm
至此，在内核栈上保存了完整的硬件上下文。实际上不但完整，而且还有些冗余，因为其中有一个orig_r0的成员。所谓original r0就是发生中断那一刻的r0值，按理说，ARM_r0和ARM_ORIG_r0都应该是用户空间的那个r0。
为何要保存两个r0值呢？为何中断将-1保存到了ARM_ORIG_r0位置呢？理解这个问题需要跳脱中断处理这个主题，我们来看ARM的系统调用。对于系统调用，它 和中断处理虽然都是cpu异常处理范畴，但是一个明显的不同是系统调用需要传递参数，返回结果。
如果进行这样的参数传递呢？对于ARM，当然是寄存器了， 特别是返回结果，保存在了r0中。对于ARM，r0～r7是各种cpu mode都相同的，用于传递参数还是很方便的。因此，进入系统调用的时候，在内核栈上保存了发生系统调用现场的所有寄存器，一方面保存了hardware context，另外一方面，也就是获取了系统调用的参数。返回的时候，将返回值放到r0就OK了。
根据上面的描述，r0有两个作用，传递参数，返回结果。当把系统调用的结果放到r0的时候，通过r0传递的参数值就被覆盖了。本来，这也没有什么，但是有些场合是需要需要这两个值的：
1、ptrace （和debugger相关，这里就不再详细描述了）
2、system call restart （和signal相关，这里就不再详细描述了）
正因为如此，硬件上下文的寄存器中r0有两份，ARM_r0是传递的参数，并复制一份到ARM_ORIG_r0，当系统调用返回的时候，ARM_r0是系统调用的返回值。
OK，我们再回到中断这个主题，其实在中断处理过程中，没有使用ARM_ORIG_r0这个值，但是，为了防止system call restart，可以赋值为非系统调用号的值。
handle_arch_irq执行过程
注：此处借鉴A53的做法。
handle_arch_irq的注册：
//源码：drivers/irqchip/irq-gic.c
static int __init __gic_init_bases(struct gic_chip_data *gic,
struct fwnode_handle *handle)
{
char *name;
int i, ret;
......
if (gic == &gic_data[0]) {
/*
* Initialize the CPU interface map to all CPUs.
* It will be refined as each CPU probes its ID.
* This is only necessary for the primary GIC.
*/
for (i = 0; i < NR_GIC_CPU_IF; i++)
gic_cpu_map[i] = 0xff;
#ifdef CONFIG_SMP
set_smp_cross_call(gic_raise_softirq);//设置SMP核减交互的回调函数，用于IPI
#endif
cpuhp_setup_state_nocalls(CPUHP_AP_IRQ_GIC_STARTING,
"irqchip/arm/gic:starting",
gic_starting_cpu, NULL);
set_handle_irq(gic_handle_irq);//设定相关的irq handler，异常处理的入口
if (static_branch_likely(&supports_deactivate_key))
pr_info("GIC: Using split EOI/Deactivate mode\n");
}
......
return ret;
}
gic_handle_irq的实现：
- generic_handle_irq函数最终会调用到desc->handle_irq()，这个也就是对应到上文中在建立映射关系的过程中，调用irq_domain_set_info函数，设置好了函数指针，也就是handle_fasteoi_irq和handle_percpu_devid_irq；
- handle_fasteoi_irq：处理共享中断，并且遍历irqaction链表，逐个调用action->handler()函数，这个函数正是设备驱动程序调用request_irq/request_threaded_irq接口注册的中断处理函数，此外如果中断线程化处理的话，还会调用__irq_wake_thread()唤醒内核线程；
- handle_percpu_devid_irq：处理per-CPU中断处理，在这个过程中会分别调用中断控制器的处理函数进行硬件操作，该函数调用action->handler()来进行中断处理；
static void __exception_irq_entry gic_handle_irq(struct pt_regs *regs)
{
u32 irqstat, irqnr;
struct gic_chip_data *gic = &gic_data[0];
void __iomem *cpu_base = gic_data_cpu_base(gic);
do {
// 获取中断号
irqstat = readl_relaxed(cpu_base + GIC_CPU_INTACK);
irqnr = irqstat & GICC_IAR_INT_ID_MASK;
if (likely(irqnr > 15 && irqnr < 1020)) {
if (static_branch_likely(&supports_deactivate_key))
writel_relaxed(irqstat, cpu_base + GIC_CPU_EOI);
isb();
handle_domain_irq(gic->domain, irqnr, regs);
continue;
}
//SGI中断：0~15
if (irqnr < 16) {
writel_relaxed(irqstat, cpu_base + GIC_CPU_EOI);
if (static_branch_likely(&supports_deactivate_key))
writel_relaxed(irqstat, cpu_base + GIC_CPU_DEACTIVATE);
#ifdef CONFIG_SMP
/*
* Ensure any shared data written by the CPU sending
* the IPI is read after we've read the ACK register
* on the GIC.
*
* Pairs with the write barrier in gic_raise_softirq
*/
smp_rmb();
handle_IPI(irqnr, regs);
#endif
continue;
}
break;
} while (1);
}
handle_domain_irq的实现：
//源码：include/linux/irqdesc.h
//参数含义：
//domain：gic_irq_domain_hierarchy_ops
//hwirq：硬件中断号
//regs：现场寄存器
static inline int handle_domain_irq(struct irq_domain *domain,
unsigned int hwirq, struct pt_regs *regs)
{
return __handle_domain_irq(domain, hwirq, true, regs);
}
/**
* __handle_domain_irq - Invoke the handler for a HW irq belonging to a domain
* @domain: The domain where to perform the lookup
* @hwirq: The HW irq number to convert to a logical one
* @lookup: Whether to perform the domain lookup or not
* @regs: Register file coming from the low-level handling code
*
* Returns: 0 on success, or -EINVAL if conversion has failed
*/
int __handle_domain_irq(struct irq_domain *domain, unsigned int hwirq,
bool lookup, struct pt_regs *regs)
{
struct pt_regs *old_regs = set_irq_regs(regs);
unsigned int irq = hwirq;
int ret = 0;
irq_enter();
#ifdef CONFIG_IRQ_DOMAIN
if (lookup)
irq = irq_find_mapping(domain, hwirq);
#endif
/*
* Some hardware gives randomly wrong interrupts. Rather
* than crashing, do something sensible.
*/
if (unlikely(!irq || irq >= nr_irqs)) {
ack_bad_irq(irq);
ret = -EINVAL;
} else {
generic_handle_irq(irq);
}
irq_exit();
set_irq_regs(old_regs);
return ret;
}
int generic_handle_irq(unsigned int irq)
{
struct irq_desc *desc = irq_to_desc(irq);
if (!desc)
return -EINVAL;
generic_handle_irq_desc(desc);
return 0;
}
EXPORT_SYMBOL_GPL(generic_handle_irq);
/*
* Architectures call this to let the generic IRQ layer
* handle an interrupt.
*/
static inline void generic_handle_irq_desc(struct irq_desc *desc)
{
desc->handle_irq(desc);
}
中断退出过程
无论是在内核态（包括系统调用和中断上下文）还是用户态，发生了中断后都会调用irq_handler进行处理，这里会调用对应的irq number的handler，处理softirq、tasklet、workqueue等（这些内容另开一个文档描述），但无论如何，最终都是要返回发生中断的现场。
1、中断发生在user mode下的退出过程，代码如下：
//源码：arch/arm/kernel/entry-commin.S ENTRY(ret_to_user_from_irq) ldr r2, [tsk, #TI_ADDR_LIMIT] cmp r2, #TASK_SIZE blne addr_limit_check_failed ldr r1, [tsk, #TI_FLAGS] tst r1, #_TIF_WORK_MASK －－－－－－－－－－－－－－－A bne slow_work_pending no_work_pending: asm_trace_hardirqs_on save = 0 @ 和irq flag trace相关 /* perform architecture specific actions before user return */ arch_ret_to_user r1, lr @ 有些硬件平台需要在中断返回用户空间做一些特别处理 ct_user_enter save = 0 @ 和trace context相关 restore_user_regs fast = 0, offset = 0 －－－－－－－－－－－－B ENDPROC(ret_to_user_from_irq)
A：thread_info中的flags成员中有一些low level的标识，如果这些标识设定了就需要进行一些特别的处理，这里检测的flag主要包括：
#define _TIF_WORK_MASK (_TIF_NEED_RESCHED | _TIF_SIGPENDING | _TIF_NOTIFY_RESUME)
这三个flag分别表示是否需要调度、是否有信号处理、返回用户空间之前是否需要调用callback函数。只要有一个flag被设定了，程序就进入work_pending这个分支（work_pending函数需要传递三个参数，第三个是参数why是标识哪一个系统调用，当然，我们这里传递的是0）。
B：从字面的意思也可以看成，这部分的代码就是将进入中断的时候保存的现场（寄存器值）恢复到实际的ARM的各个寄存器中，从而完全返回到了中断发生的那一点。具体的代码如下：
//源码：arch/arm/kernel/entry-header.S
.macro restore_user_regs, fast = 0, offset = 0
uaccess_enable r1, isb=0
#ifndef CONFIG_THUMB2_KERNEL
@ ARM mode restore
mov r2, sp
ldr r1, [r2, #\offset + S_PSR] @ get calling cpsr @ r1保存了pt_regs中的spsr，也就是发生中断时的CPSR
ldr lr, [r2, #\offset + S_PC]! @ get pc @ lr保存了PC值，同时sp移动到了pt_regs中PC的位置
tst r1, #PSR_I_BIT | 0x0f
bne 1f
msr spsr_cxsf, r1 @ save in spsr_svc @ 赋值给spsr，进行返回用户空间的准备
#if defined(CONFIG_CPU_V6) || defined(CONFIG_CPU_32v6K)
@ We must avoid clrex due to Cortex-A15 erratum #830321
strex r1, r2, [r2] @ clear the exclusive monitor
#endif
.if \fast
ldmdb r2, {r1 - lr}^ @ get calling r1 - lr
.else
ldmdb r2, {r0 - lr}^ @ get calling r0 - lr @ 将保存在内核栈上的数据保存到用户态的r0～r14寄存器
.endif
mov r0, r0 @ ARMv5T and earlier require a nop @ NOP操作，ARMv5T之前的需要这个操作
@ after ldm {}^
add sp, sp, #\offset + PT_REGS_SIZE @ 现场已经恢复，移动svc mode的sp到原来的位置
movs pc, lr @ return & move spsr_svc into cpsr @ 返回用户空间
1: bug "Returning to usermode but unexpected PSR bits set?", \@
#elif defined(CONFIG_CPU_V7M)
@ V7M restore.
@ Note that we don't need to do clrex here as clearing the local
@ monitor is part of the exception entry and exit sequence.
.if \offset
add sp, #\offset
.endif
v7m_exception_slow_exit ret_r0 = \fast
#else
@ Thumb mode restore
mov r2, sp
load_user_sp_lr r2, r3, \offset + S_SP @ calling sp, lr
ldr r1, [sp, #\offset + S_PSR] @ get calling cpsr
ldr lr, [sp, #\offset + S_PC] @ get pc
add sp, sp, #\offset + S_SP
tst r1, #PSR_I_BIT | 0x0f
bne 1f
msr spsr_cxsf, r1 @ save in spsr_svc
@ We must avoid clrex due to Cortex-A15 erratum #830321
strex r1, r2, [sp] @ clear the exclusive monitor
.if \fast
ldmdb sp, {r1 - r12} @ get calling r1 - r12
.else
ldmdb sp, {r0 - r12} @ get calling r0 - r12
.endif
add sp, sp, #PT_REGS_SIZE - S_SP
movs pc, lr @ return & move spsr_svc into cpsr
1: bug "Returning to usermode but unexpected PSR bits set?", \@
#endif /* !CONFIG_THUMB2_KERNEL */
.endm
2、中断发生在svc mode下的退出过程。具体代码如下：
//源码：arch/arm/kernel/entry-header.S
.macro svc_exit, rpsr, irq = 0
.if \irq != 0
@ IRQs already off
#ifdef CONFIG_TRACE_IRQFLAGS
@ The parent context IRQs must have been enabled to get here in
@ the first place, so there's no point checking the PSR I bit.
bl trace_hardirqs_on
#endif
.else
@ IRQs off again before pulling preserved data off the stack
disable_irq_notrace
#ifdef CONFIG_TRACE_IRQFLAGS
tst \rpsr, #PSR_I_BIT
bleq trace_hardirqs_on
tst \rpsr, #PSR_I_BIT
blne trace_hardirqs_off
#endif
.endif
uaccess_exit tsk, r0, r1
#ifndef CONFIG_THUMB2_KERNEL
@ ARM mode SVC restore
msr spsr_cxsf, \rpsr @ 将中断现场的cpsr值保存到spsr中，准备返回中断发生的现场
#if defined(CONFIG_CPU_V6) || defined(CONFIG_CPU_32v6K)
@ We must avoid clrex due to Cortex-A15 erratum #830321
sub r0, sp, #4 @ uninhabited address
strex r1, r2, [r0] @ clear the exclusive monitor
#endif
ldmia sp, {r0 - pc}^ @ load r0 - pc, cpsr @ 这条指令是ldm异常返回指令，这条指令除了字面上的操作， 还包括了将spsr copy到cpsr中。
#else
@ Thumb mode SVC restore
ldr lr, [sp, #S_SP] @ top of the stack
ldrd r0, r1, [sp, #S_LR] @ calling lr and pc
@ We must avoid clrex due to Cortex-A15 erratum #830321
strex r2, r1, [sp, #S_LR] @ clear the exclusive monitor
stmdb lr!, {r0, r1, \rpsr} @ calling lr and rfe context
ldmia sp, {r0 - r12}
mov sp, lr
ldr lr, [sp], #4
rfeia sp!
#endif
.endm
这篇关于Linux中断子系统（三）之GIC中断处理过程的文章就介绍到这儿，希望我们推荐的文章对大家有所帮助，也希望大家多多支持为之网！
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