Linux中断子系统（三）之GIC中断处理过程

「爱情、让人受尽委屈。」 2022-09-11 04:27 377阅读 0赞

# 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]  
[Linux中断子系统（二）-通用框架处理][Linux_-]  
[吐血整理 | 肝翻Linux中断所有知识点][_ _Linux]  
[Linux kernel的中断子系统之（六）：ARM中断处理过程][Linux kernel_ARM]

### 文章目录 ###

*  Linux中断子系统（三）之GIC中断处理过程
 *   *  中断处理的准备过程
     *   *  中断模式的stack准备
         *  SVC模式的stack准备
         *  异常向量表的准备
     *  中断处理的执行过程
     *   *  vectot\_irq的定义
         *  vector\_stub宏定义
         *  当发生中断的时候，代码运行在用户空间
         *  当发生中断的时候，代码运行在内核空间
         *  handle\_arch\_irq执行过程
     *  中断退出过程

## 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：  
![请添加图片描述][watermark_type_ZHJvaWRzYW5zZmFsbGJhY2s_shadow_50_text_Q1NETiBA5qWT5r2H5r2H_size_20_color_FFFFFF_t_70_g_se_x_16]

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  
![请添加图片描述][watermark_type_ZHJvaWRzYW5zZmFsbGJhY2s_shadow_50_text_Q1NETiBA5qWT5r2H5r2H_size_20_color_FFFFFF_t_70_g_se_x_16 1]

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 ###

![请添加图片描述][watermark_type_ZHJvaWRzYW5zZmFsbGJhY2s_shadow_50_text_Q1NETiBA5qWT5r2H5r2H_size_20_color_FFFFFF_t_70_g_se_x_16 2]

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：**  
![请添加图片描述][watermark_type_ZHJvaWRzYW5zZmFsbGJhY2s_shadow_50_text_Q1NETiBA5qWT5r2H5r2H_size_20_color_FFFFFF_t_70_g_se_x_16 3]

*  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

[Linux]: https://www.cnblogs.com/LoyenWang/p/12996812.html
[Linux_-]: https://www.cnblogs.com/LoyenWang/p/13052677.html
[_ _Linux]: https://mp.weixin.qq.com/s/e0Zj8MFMF921O_UAAj2phw
[Linux kernel_ARM]: http://www.wowotech.net/irq_subsystem/irq_handler.html
[watermark_type_ZHJvaWRzYW5zZmFsbGJhY2s_shadow_50_text_Q1NETiBA5qWT5r2H5r2H_size_20_color_FFFFFF_t_70_g_se_x_16]: /images/20220828/2b5c17a981ea4633b3956eb75230f6f0.png
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