ARM Linux 中斷向量表建立流程

最近在學習arm linux的整套外部中斷的處理過程，在網上匯總了一些資料，整個過程差不多都了解到了。如果沒有這些資料我真是沒信心從匯編開始讀代碼，感謝 奔騰年代的jimmy.lee和 linux論壇的bx_bird。
在下面的的注釋中有一些我讀代碼時遇到的問題，要是大家知道是怎么回事，希望多多回復。
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一．ARM linux的中斷向量表初始化分析
ARM linux內核啟動時，通過start_kernel()->trap_init()的調用關系，初始化內核的中斷異常向量表．
／* arch/arm/kernel/traps.c */
void __init trap_init(void)
{
extern void __trap_init(unsigned long);
unsigned long base = vectors_base();
__trap_init(base);
if (base != 0)
oopsprintk(KERN_DEBUG "Relocating machine vectors to 0x%08lxn", base);
#ifdef CONFIG_CPU_32
modify_domain(DOMAIN_USER, DOMAIN_CLIENT);
#endif
}
vectors_base是一個宏，它的作用是獲取ARM異常向量的地址，該宏在include/arch/asm-arm/proc-armv/system.h中定義：
extern unsigned long cr_no_alignment; /* defined in entry-armv.S */
extern unsigned long cr_alignment; /* defined in entry-armv.S */
#if __LINUX_ARM_ARCH__ >= 4
#define vectors_base() ((cr_alignment & CR_V) ? 0xffff0000 : 0)
#else
#define vectors_base() (0)
#endif
　　對于ARMv4以下的版本，這個地址固定為0；ARMv4及其以上的版本，ARM異常向量表的地址受協(xié)處理器CP15的c1寄存器(control register)中V位(bit[13])的控制，如果V=1，則異常向量表的地址為0x00000000~0x0000001C；如果V=0,則為:0xffff0000~0xffff001C。（詳情請參考ARM Architecture Reference Manual)
　　下面分析一下cr_alginment的值是在哪確定的，我們在arch/arm/kernel/entry-armv.S找到cr_alignment的定義：
.globl SYMBOL_NAME(cr_alignment)
.globl SYMBOL_NAME(cr_no_alignment)
SYMBOL_NAME(cr_alignment):
.space 4
SYMBOL_NAME(cr_no_alignment):
.space 4
　　分析過head-armv.S文件的朋友都會知道，head-armv.S是非壓縮內核的入口：
１ .section ".text.init",#alloc,#execinstr
２ .type stext, #function
３ENTRY(stext)
４ mov r12, r0
５
６ mov r0, #F_BIT | I_BIT | MODE_SVC @ make sure svc mode
７ msr cpsr_c, r0 @ and all irqs disabled
８ bl __lookup_processor_type
９ teq r10, #0 @ invalid processor?
10 moveq r0, #p @ yes, error p
11 beq __error
12 bl __lookup_architecture_type
13 teq r7, #0 @ invalid architecture?
14 moveq r0, #a @ yes, error a
15 beq __error
16 bl __create_page_tables
17 adr lr, __ret @ return address
18 add pc, r10, #12 @ initialise processor
19 @ (return control reg)
20
21 .type __switch_data, %object
22__switch_data: .long __mmap_switched
23 .long SYMBOL_NAME(__bss_start)
24 .long SYMBOL_NAME(_end)
25 .long SYMBOL_NAME(processor_id)
26 .long SYMBOL_NAME(__machine_arch_type)
27 .long SYMBOL_NAME(cr_alignment)
28 .long SYMBOL_NAME(init_task_union)+8192
29
30 .type __ret, %function
31__ret: ldr lr, __switch_data
32 mcr p15, 0, r0, c1, c0
33 mrc p15, 0, r0, c1, c0, 0 @ read it back.
34 mov r0, r0
35 mov r0, r0
36 mov pc, lr
這里我們關心的是從17行開始，17行code處將lr放置為__ret標號處的相對地址，以便將來某處返回時跳轉到31行繼續(xù)運行18行,對于我所分析的pxa270平臺，它將是跳轉到arch/arm/mm/proc-xscale.S中執(zhí)行__xscale_setup函數，（在s3c2410平臺中，它跳轉到arch/arm/mm/proc-arm920.S，在
type __arm920_proc_info,#object
__arm920_proc_info:
.long 0x41009200
.long 0xff00fff0
.long 0x00000c1e @ mmuflags
b __arm920_setup
.long cpu_arch_name
.long cpu_elf_name
.long HWCAP_SWP | HWCAP_HALF | HWCAP_THUMB
.long cpu_arm920_info
.long arm920_processor_functions
可以知道add pc, r10, #12 的＃12意思是跳過3個指令，執(zhí)行b _arm920_setup
在arm920_setup設置完協(xié)處理器和返回寄存器r0之后，跳回到__ret:(31行)。
在__xscale_setup中會讀取CP15的control register(c1)的值到r1寄存器，并在r1寄存器中設置相應的標志位（其中包括設置V位＝１），但在__xscale_setup中，r1寄存器并不立即寫回到Cp15的control register中，而是在返回后的某個地方，接下來會慢慢分析到。__xscale_setup調用move pc, lr指令返回跳轉到31行。
　　31行，在lr寄存器中放置__switch_data中的數據__mmap_switched，在36行程序會跳轉到__mmap_switched處。
　　32，33行，把r0寄存器中的值寫回到cp15的control register(c1)中,再讀出來放在r0中。
　　
　　接下來再來看一下跳轉到__mmap_switched處的代碼：
40 _mmap_switched:
41 adr r3, __switch_data + 4
42 ldmia r3, {r4, r5, r6, r7, r8, sp}@ r2 = compat
43 @ sp = stack pointer
44
45 mov fp, #0 @ Clear BSS (and zero fp)
46 1: cmp r4, r5
47 strcc fp, [r4],#4
48 bcc 1b
49
50 str r9, [r6] @ Save processor ID
51 str r1, [r7] @ Save machine type
52 bic r2, r0, #2 @ Clear A bit
53 stmia r8, {r0, r2} @ Save control register values
54 b SYMBOL_NAME(start_kernel)

41~42行的結果是：r4=__bss_start，r5=__end,...,r8=cr_alignment,..,這里r8保存的是cr_alignment變量的地址．
　　到了53行，由于之前r0保存的是cp15的control register(c1)的值，這里把r0的值寫入r8指向的地址，即cr_alignment=r0．到此為止，我們就看清楚了cr_alignment的賦值過程。
　　
　　讓我們回到trap_init()函數，經過上面的分析，我們知道vectors_base返回0xffff0000。函數__trap_init由匯編代碼編寫，在arch/arm/kernel/entry-arm.S：
　　　　.align 5
__stubs_start:
vector_IRQ:
　　　　 ...
vector_data:
　　　　....
vector_prefetch:
　　　　 ...
vector_undefinstr:
　　　　 ...
vector_FIQ: disable_fiq
　　　　 subs pc, lr, #4
vector_addrexcptn:
　　　　 b vector_addrexcptn
　　　　...
__stubs_end:
　　　　 .equ __real_stubs_start, .LCvectors + 0x200
.LCvectors: swi SYS_ERROR0
　　　　 b __real_stubs_start + (vector_undefinstr - __stubs_start)
　　　　 ldr pc, __real_stubs_start + (.LCvswi - __stubs_start)
　　　　 b __real_stubs_start + (vector_prefetch - __stubs_start)
　　　　 b __real_stubs_start + (vector_data - __stubs_start)
　　　　 b __real_stubs_start + (vector_addrexcptn - __stubs_start)
　　　　 b __real_stubs_start + (vector_IRQ - __stubs_start)
　　　　 b __real_stubs_start + (vector_FIQ - __stubs_start)
ENTRY(__trap_init)
　　　　stmfd sp!, {r4 - r6, lr} /* 壓棧，保存數據*/
　　　　/* 復制異常向量表(.LCvectors起始的8個地址）到r0指向的地址（異常向量地址），r0就是__trap_init(base)函數調用時傳遞的參數，不明白的請參考ATPCS*/（傳遞參數順次利用r0，r1，r2，r3）
　　　　adr r1, .LCvectors @ set up the vectors
　　　　ldmia r1, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, lr}
　　　　 stmia r0, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, lr}
/* 在異常向量地址后的0x200偏移處，放置散轉代碼，即__stubs_start~__stubs_end之間的各個異常處理代碼*/
　　　　 add r2, r0, #0x200
　　　　 adr r0, __stubs_start @ copy stubs to 0x200
　　　　 adr r1, __stubs_end
1: ldr r3, [r0], #4
　　　　 str r3, [r2], #4
　　　　 cmp r0, r1
blt 1b
LOADREGS(fd, sp!, {r4 - r6, pc}) /*出棧，恢復數據，函數__trap_init返回*/
__trap_init函數填充后的向量表如下：
虛擬地址 異常 處理代碼
0xffff0000 reset swi SYS_ERROR0
0xffff0004 undefined b __real_stubs_start + (vector_undefinstr - __stubs_start)
0xffff0008 軟件中斷 ldr pc, __real_stubs_start + (.LCvswi - __stubs_start)
0xffff000c 取指令異常 b __real_stubs_start + (vector_prefetch - __stubs_start)
0xffff0010 數據異常 b __real_stubs_start + (vector_data - __stubs_start)
0xffff0014 reserved b __real_stubs_start + (vector_addrexcptn - __stubs_start)
0xffff0018 irq b __real_stubs_start + (vector_IRQ - __stubs_start)
0xffff001c fiq b __real_stubs_start + (vector_FIQ - __stubs_start)
　　 當有異常發(fā)生時，處理器會跳轉到對應的0xffff0000起始的向量處取指令，然后，通過b指令散轉到異常處理代碼．因為ARM中b指令是相對跳轉，而且只有+/-32MB的尋址范圍，所以把__stubs_start~__stubs_end之間的異常處理代碼復制到了0xffff0200起始處．這里可直接用b指令跳轉過去，這樣比使用絕對跳轉（ldr)效率高。
二．ARM Linux中斷處理過程分析(1)
在我的上一篇文章(ARM linux的中斷向量表初始化分析)中已經分析了ARM Linux中斷向量表是如何建立的，在這篇文章中，我將分析一下Linux內核的ARM體系下，中斷處理是如何響應的一個過程。
在ARM體系架構下，定義了7種異常，每一種異常都有自己的入口地址，即異常向量表，當異常發(fā)生時，處理器會自動跳轉到相應的入口處執(zhí)行。對于ARMv4及其以上的版本，異常向量表的起始位置由協(xié)處理器15（cp15）的控制寄存器(c1)里的V位(bit13)有關，當V=０時，異常向量表的起始位置在0x00000000，而當V=１時，異常向量表就起始于0xffff0000位置。在上一篇文章中，我們已經分析知道異常向量表放置于0xffff0000起始位置，而IRQ中斷處理入口地址為：0xffff0018，所以當發(fā)生一IRQ中斷異常時，處理器會自動跳轉到0xffff0018這個虛擬地址上。
0xffff0018這個虛擬地址上是一條跳轉指令：
b __real_stubs_start + (vector_IRQ - __stubs_start)
所以對于IRQ的處理就是從vector_IRQ標號處開始的。在linux2.4.19內核中相應代碼如下：
__stubs_start:
/*
* Interrupt dispatcher
* Enter in IRQ mode, spsr = SVC/USR CPSR, lr = SVC/USR PC
*/說明其實linux只用到了arm的svc和usr模式，其他的幾個模式都沒怎么用。
1 vector_IRQ: @
2 @ save mode specific registers
3 @
4 ldr r13, .LCsirq
5 sub lr, lr, #4
6 str lr, [r13] @ save lr_IRQ
7 mrs lr, spsr
8 str lr, [r13, #4] @ save spsr_IRQ
9 @
10 @ now branch to the relevent MODE handling routine
11 @
12 mrs r13, cpsr
13 bic r13, r13, #MODE_MASK
14 orr r13, r13, #I_BIT | MODE_SVC
15 msr spsr_c, r13 @ switch to SVC_32 mode
16
17 and lr, lr, #15
18 ldr lr, [pc, lr, lsl #2]
19 movs pc, lr @ Changes mode and branches
20
21.LCtab_irq: .word __irq_usr @ 0 (USR_26 / USR_32)
22 .word __irq_invalid @ 1 (FIQ_26 / FIQ_32)
23 .word __irq_invalid @ 2 (IRQ_26 / IRQ_32)
24 .word __irq_svc @ 3 (SVC_26 / SVC_32)
25 .word __irq_invalid @ 4
26 .word __irq_invalid @ 5
27 .word __irq_invalid @ 6
28 .word __irq_invalid @ 7
29 .word __irq_invalid @ 8
30 .word __irq_invalid @ 9
31 .word __irq_invalid @ a
32 .word __irq_invalid @ b
33 .word __irq_invalid @ c
34 .word __irq_invalid @ d
35 .word __irq_invalid @ e
36 .word __irq_invalid @ f
首先，行4~8是保存進入IRQ模式之前的pc指針（在lr_IRQ）和CPSR（在SPSR_IRQ）到.LCsirq所指向的地址中。.LCsirq相關代碼也是位于entry-armv.S中：
.LCsirq: .word __temp_irq
…
__temp_irq: .word 0 @ saved lr_irq
.word 0 @ saved spsr_irq
.word -1 @ old_r0
在這里補充一下ARM對于異常的處理過程，可以用下面的一段偽碼來表示：
r14_<異常模式> = return link
SPSR_<異常模式> = CPSR
CPSR[4:0] = 異常模式編碼
CPSR[5] = 0 ;運行于ARM狀態(tài)
If<異常模式> == Reset or FIQ then{
;當復位或響應FIQ異常時，禁止新的fiq和irq異常
CPSR[6] = 1;
CPSR[7] = 1;
}else if<異常模式> == IRQ then{
;當響應IRQ異常時，禁止新的IRQ異常
CPSR[7] = 1;
}
PC = 異常向量地址
所以在運行到行4~8之前時，lr為進入IRQ之前的pc指針，spsr為進入IRQ之前的cpsr指針。
接著，行12~15更新spsr寄存器為SVR模式，并關閉IRQ，為從IRQ模式切換到SVR模式做準備。
行17，根據進入IRQ模式之前的psr（因為在行7，lr已經被置以spsr_irq），獲取之前的處理器模式（psr &0b1111）。
行18，根據獲取的進入IRQ之前的處理器模式，查找相應的跳轉入口（__irq_usr 對應于之前是USR模式，__irq_svc對于之前是SVC模式，對于其它模式均跳轉到__irq_invalid，在linux系統(tǒng)中處理器進入IRQ之前只有usr和svc兩種模式，其它模式均不允許開啟IRQ）。此行實際上是：lr = pc+lr<<2，pc指向當前指令地址值加8個字節(jié)的地址，即pc指向當前指令的下兩條指令的地址，所以pc在此時指向的是.LCtab_irq地址。
（這里有點疑惑要進入__irq_usr，則18行l(wèi)r應該為pc+4那么向回推算第7行的mrs lr, spsr中spsr[3:0]應該為0b0001;如果要進入__irq_svc，則18行l(wèi)r應該為pc＋16，那么spsr[3:0]應該為0b0100；
而cprs[4:0]=
10000 User 模式
10011 SVC 模式
請達人指點迷津。。。。）
行19，跳轉到相應入口，并且ARM寄存器r13和r14則切換到了SVC模式下的寄存器

三．ARM Linux中斷處理過程分析(2)
續(xù)前文，讓我們先分析進入IRQ之前的處理器模式為SVC時的情況，程序會跳轉到__irq_svc繼續(xù)運行，其相應代碼如下：
20__irq_svc: sub sp, sp, #S_FRAME_SIZE
21 stmia sp, {r0 - r12} @ save r0 - r12
22 ldr r7, .LCirq
23 add r5, sp, #S_FRAME_SIZE
24 ldmia r7, {r7 - r9}
25 add r4, sp, #S_SP
26 mov r6, lr
27 stmia r4, {r5, r6, r7, r8, r9} @ save sp_SVC, lr_SVC, pc, cpsr, old_ro
28 1: get_irqnr_and_base r0, r6, r5, lr
29 movne r1, sp
30 @
31 @ routine called with r0 = irq number, r1 = struct pt_regs *
32 @
33 adrsvc ne, lr, 1b
34 bne asm_do_IRQ
35 ldr r0, [sp, #S_PSR] @ irqs are already disabled
36 msr spsr, r0
37 ldmia sp, {r0 - pc}^ @ load r0 - pc, cpsr
行20~27：保存進入中斷之前的寄存器，把它們放在堆棧中。其中#S_FRAME_SIZE和#S_SP的定義在arch/arm/kernel/entry-header.S中：
#ifdef CONFIG_CPU_32
#define S_FRAME_SIZE 72
#define S_OLD_R0 68
#define S_PSR 64
#else
#define S_FRAME_SIZE 68
#define S_OLD_R0 64
#define S_PSR 60
#endif
#define S_PC 60
#define S_LR 56
#define S_SP 52
#define S_IP 48
#define S_FP 44
#define S_R10 40
#define S_R9 36
#define S_R8 32
#define S_R7 28
#define S_R6 24
#define S_R5 20
#define S_R4 16
#define S_R3 12
#define S_R2 8
#define S_R1 4
#define S_R0 0
#define S_OFF 8
.LCirq在entry-armv.S中是這樣定義的：
.LCirq: .word __temp_irq
這與行4處的.LCsirq定義是一樣的，可見整個過程利用__temp_irq作為中轉，把進入中斷之前的CPSR和PC（中斷處理結束后要返回的地址）放入堆棧，以便中斷返回時直接恢復。
行20~27執(zhí)行的結果是：
r5-> old_r0
cpsr
pc
lr_svc
r4-> sp_svc
r12
r11
…
r1
sp-> r0
行28的get_irqnr_and_base，它是一個宏定義，作用是獲取中斷號（irq number），它將被保存在r0中。另外，get_irqnr_and_base還會改變cpsr寄存器中的Z位，如果確實找到了發(fā)生的中斷號，則Z位被清除，否則Z位被置位。get_irqnr_and_base這個宏定義的實現是依賴具體的硬件的，對于pxa270 cpu，其實現如下：
.macro get_irqnr_and_base, irqnr, irqstat, base, tmp
mov base, #io_p2v(0x40000000) @ IIR Ctl = 0x40d00000
add base, base, #0x00d00000
ldr irqstat, [base, #0] @ ICIP
ldr irqnr, [base, #4] @ ICMR
ands irqstat, irqstat, irqnr
beq 1001f /* 沒找到中斷，跳轉*/
rsb irqnr, irqstat, #0
and irqstat, irqstat, irqnr
clz irqnr, irqstat
rsb irqnr, irqnr, #(31 - PXA_IRQ_SKIP)
#ifdef CONFIG_CPU_BULVERDE
b 1002f
#endif
1001:
1002:
.endm
.macro irq_prio_table
.endm
bics irqstat, irqstat, irqnr 對照intmsk將intpnd中禁止的中斷清0。因為intpnd在某一時刻只可以有一位為1，所以有一位被bics清0了，就會影響標志位從而beq跳轉，return r0＝0；從1001：開始所作的事情是循環(huán)查intpnd哪一位置為了1。有點疑惑的是tst 指令：
tst 類似于 CMP，不產生放置到目的寄存器中的結果。而是在給出的兩個操作數上進行操作并把結果反映到狀態(tài)標志上。使用 tst 來檢查是否設置了特定的位。操作數 1 是要測試的數據字而操作數 2 是一個位掩碼。經過測試后，如果匹配則設置 Zero 標志，否則清除它。
那么這里的tst irqstat, #1，當zero置1了表示有中斷位，為什么下面是bne 1002f而不是beq？請教請教。。。。。。。）
asm_do_IRQ是用C語言編碼的函數，它在arch/arm/kernel/irq.c中被定義，其原型為：
asmlinkage void asm_do_IRQ(int irq, struct pt_regs *regs);
這里牽扯到一個問題就是，在匯編中如何調用Ｃ語言的函數，參數是如何傳遞的？為了讓ARM的匯編代碼可與Ｃ代碼一起連接，在編寫ARM匯編時，應遵循一套標準，這就是ATPCS(The ARM-Thumb Procedure Call Standard)。ATPCS定義{r0~r3}為參數傳遞和結果返回寄存器；若參數超過4個字型（32bit），則使用堆棧進行傳遞；頭4個參數依次存于r0...r3，大于4個的后續(xù)字型參數通過棧傳送。關于棧的使用，是使用滿遞減的堆棧標準，也就是棧是從高地址向低地址方向增長的(遞減堆棧），棧指針寄存器指向的數據是最后壓入堆棧內的有效數據（滿堆棧）。
所以在跳轉到asm_do_IRQ函數之前，r0就必須設置為中斷號（行28get_irqnr_and_base把中斷號放置于r0），r1就必須是指向pt_regs這樣結構(定義于include/asm-arm/proc-armv/ptrace.h)的指針，而行29把sp指針賦予r1，就完成了這樣的一個調用準備。
行35~37：恢復寄存器，返回到發(fā)生中斷之前的代碼中繼續(xù)執(zhí)行。
這就是整個ARM linux中斷處理的過程。以后有時間，再繼續(xù)展開asm_do_IRQ繼續(xù)分析。對于進入中斷前處理器模式是USR的中斷處理過程(__irq_usr)，這里就不再做分析，這與__irq_svc基本相同
asmlinkage void do_IRQ(int irq, struct pt_regs * regs)
{
struct irqdesc * desc;
struct irqaction * action;
int cpu;
irq = fixup_irq(irq);// 查找子中斷號，如無子中斷return 原irq
/*
* Some hardware gives randomly wrong interrupts. Rather
* than crashing, do something sensible.
*/
if (irq >= NR_IRQS)
goto bad_irq;
desc = irq_desc + irq;
spin_lock(&irq_controller_lock);
desc->mask_ack(irq);
/*----------------------------------
void __init init_IRQ(void)
{
extern void init_dma(void);
int irq;
for (irq = 0; irq < NR_IRQS; irq++) {
irq_desc[irq].probe_ok = 0;
irq_desc[irq].valid = 0;
irq_desc[irq].noautoenable = 0;
irq_desc[irq].mask_ack = dummy_mask_unmask_irq;
irq_desc[irq].mask = dummy_mask_unmask_irq;
irq_desc[irq].unmask = dummy_mask_unmask_irq;
}
init_arch_irq();
init_dma();
}
init_arch_irq(); init_dma();最后被指向/mach-s3c2410中的s3c2410_init_irq(void)和s3c2410_init_dma(void), desc->mask_ack(irq);將在那里被填充。
--------------------------------*/
spin_unlock(&irq_controller_lock);
cpu = smp_processor_id(); //#define smp_processor_id() 0
irq_enter(cpu, irq);
kstat.irqs[cpu][irq]++;
desc->triggered = 1;
/* Return with this interrupt masked if no action */
action = desc->action;
/* 這個結構由driver通過request_irq()掛入,包括了具體的中斷處理程序入口和flags.一個中斷的irq_desc下面可能會掛幾個action（一個action隊列）來實現中斷的復用。也就是說幾個driver可以公用一個中斷號。*/
if (action) {
int status = 0;
if (desc->nomask) {
spin_lock(&irq_controller_lock);
desc->unmask(irq);
spin_unlock(&irq_controller_lock);
}
if (!(action->flags & SA_INTERRUPT))
/* SA_INTERRUPT Disable local interrupts while processing
SA_SHIRQ is shared
這個flag可以一直追到request irq的action->flags = irq_flags(傳遞參數);
*/
__sti();//清除cpsr的I_bit，開中斷。
/*如果在上面的nomask處判斷后，沒有執(zhí)行unmask動作，那么這里的__sti只是允許不同中斷通道（即icip上不同的位）上的嵌套*/
do {
status |= action->flags;
action->handler(irq, action->dev_id, regs);
action = action->next;
} while (action);
/*值得注意的是：整個action隊列都會被調用，所以在driver里要判定是否是屬于自己的中斷*/
if (status & SA_SAMPLE_RANDOM)
add_interrupt_randomness(irq);
__cli();
if (!desc->nomask && desc->enabled) {
spin_lock(&irq_controller_lock);
desc->unmask(irq);
spin_unlock(&irq_controller_lock);
}
}
unsigned int fixup_irq(int irq) {
unsigned int ret;
unsigned long sub_mask, ext_mask;
if (irq == OS_TIMER)
return irq;
switch (irq) {
case IRQ_UART0:
sub_mask = SUBSRCPND & ~INTSUBMSK;
ret = get_subIRQ(sub_mask, 0, 2, irq);
break;
case IRQ_UART1:
sub_mask = SUBSRCPND & ~INTSUBMSK;
ret = get_subIRQ(sub_mask, 3, 5, irq);
break;
case IRQ_UART2:
sub_mask = SUBSRCPND & ~INTSUBMSK;
ret = get_subIRQ(sub_mask, 6, 8, irq);
break;
case IRQ_ADCTC:
sub_mask = SUBSRCPND & ~INTSUBMSK;
ret = get_subIRQ(sub_mask, 9, 10, irq);
break;
case IRQ_EINT4_7:
ext_mask = EINTPEND & ~EINTMASK;
ret = get_extIRQ(ext_mask, 4, 7, irq);
break;
case IRQ_EINT8_23:
ext_mask = EINTPEND & ~EINTMASK;
ret = get_extIRQ(ext_mask, 8, 23, irq);
break;
default:
ret = irq;
}
這個函數一看就知道是找子中斷號的，
inline unsigned int get_subIRQ(int irq, int begin, int end, int fail_irq) {
int i;
for(i=begin; i <= end; i++) {
if (irq & (1 << i))
return (EXT_IRQ_OFFSET + i);
}
return fail_irq;
}
inline unsigned int get_extIRQ(int irq, int begin, int end, int fail_irq) {
int i;
for(i=begin; i <= end; i++) {
if (irq & (1 << i))
return (NORMAL_IRQ_OFFSET - 4 + i);
}
return fail_irq;
}
#define NORMAL_IRQ_OFFSET 32
#define EXT_IRQ_OFFSET (20 +NORMAL_IRQ_OFFSET)
＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝
申請中斷：
int request_irq(unsigned int irq, void (*handler)(int, void *, struct pt_regs *),
unsigned long irq_flags, const char * devname, void *dev_id)
{
unsigned long retval;
struct irqaction *action;
if (irq >= NR_IRQS || !irq_desc[irq].valid || !handler ||
(irq_flags & SA_SHIRQ && !dev_id))
return -EINVAL;
action = (struct irqaction *)kmalloc(sizeof(struct irqaction), GFP_KERNEL);
if (!action)
return -ENOMEM;
action->handler = handler;
action->flags = irq_flags;
action->mask = 0;
action->name = devname;
action->next = NULL;
action->dev_id = dev_id;
retval = setup_arm_irq(irq, action); /* 把這個action掛到對應irq的action鏈表中*/
if (retval)
kfree(action);
return retval;
}
int setup_arm_irq(int irq, struct irqaction * new)
{
int shared = 0;
struct irqaction *old, **p; /*這里的**p 用的太妙了*/
unsigned long flags;
struct irqdesc *desc;
/*
* Some drivers like serial.c use request_irq() heavily,
* so we have to be careful not to interfere with a
* running system.
*/
if (new->flags & SA_SAMPLE_RANDOM) {
/*
* This function might sleep, we want to call it first,
* outside of the atomic block.
* Yes, this might clear the entropy pool if the wrong
* driver is attempted to be loaded, without actually
* installing a new handler, but is this really a problem,
* only the sysadmin is able to do this.
*/
rand_initialize_irq(irq); /*這個函數的作用是利用中斷的隨機性來產生隨機數列*/
}
/*
* The following block of code has to be executed atomically
*/
desc = irq_desc + irq;
spin_lock_irqsave(&irq_controller_lock, flags);
p = &desc->action;
if ((old = *p) != NULL) {
注意/* Cant share interrupts unless both agree to */
if (!(old->flags & new->flags & SA_SHIRQ)) {
spin_unlock_irqrestore(&irq_controller_lock, flags);
return -EBUSY;
}
/* add new interrupt at end of irq queue */
do {
p = &old->next;
old = *p;
} while (old);/*當沒有下一個irqaction鏈表元素時，next就位null*/
shared = 1;
}
*p = new;
if (!shared) {
desc->nomask = (new->flags & SA_IRQNOMASK) ? 1 : 0;
desc->probing = 0;
if (!desc->noautoenable) {
desc->enabled = 1;
desc->unmask(irq);
}
}
spin_unlock_irqrestore(&irq_controller_lock, flags);
return 0;
}
四．ARM Linux中斷處理過程分析(3)
在之前的文章中，我分析了進入IRQ之前處理器模式為SVC的情況，在本篇文章中，將要討論的是進入IRQ之前處理器模式為USR的情形。
843 __irq_usr: sub sp, sp, #S_FRAME_SIZE
844 stmia sp, {r0 - r12} @ save r0 - r12
845 ldr r4, .LCirq
846 add r8, sp, #S_PC
847 ldmia r4, {r5 - r7} @ get saved PC, SPSR
848 stmia r8, {r5 - r7} @ save pc, psr, old_r0
849 stmdb r8, {sp, lr}^
850 alignment_trap r4, r7, __temp_irq
851 zero_fp
852 1: get_irqnr_and_base r0, r6, r5, lr
853 movne r1, sp
854 adrsvc ne, lr, 1b
855 @
856 @ routine called with r0 = irq number, r1 = struct pt_regs *
857 @
858 bne asm_do_IRQ
859 mov why, #0
860 get_current_task tsk
861 b ret_to_user
__irq_usr關于中斷處理的過程大體與__irq_svc是一樣的，這里我們重點要分析中斷處理返回時的不同。
研讀過linux內核進程調度的朋友都知道，進程的調度可以自愿的方式隨時進行（內核里：schedule、schedule_timeout；用戶空間：pause、nanosleep），還可以非自愿的發(fā)生，即強制地發(fā)生在每次系統(tǒng)調用返回的前夕，以及每次從中斷或異常處理返回到用戶空間的前夕（只有在用戶空間發(fā)生的中斷或異常才會引起調度）?？蓞㈤喢虏俚摹禠inux內核源代碼情景分析》上冊的第4章關于進程調度的相關地方。
那我們就來看一下，__irq_usr在返回到usr模式（用戶空間）前夕是如何強制進行進程調度的。
Line860，這是中斷處理返回后，獲取當前進程的task_struct指針，get_current_task是一個宏，它定義于arch/arm/kernel/entry-header.S中：
.macro get_current_task, rd
mov rd, sp, lsr #13
mov rd, rd, lsl #13
.endm
該宏是先將sp的值右移13位，再左移13位，把結果返回給參數，其實也就是只保留sp值的高19位，這代表著把堆棧指針的地址round到8K地址邊界上，這樣它認為就得到了當前進程的task_struct數據結構了。它是因為內核在為每個進程分配一個task_struct結構時，實際上是分配兩個連續(xù)的物理頁面的（共8K），這兩個頁面的底部是用作進程的task_struct結構，而在結構的上面就用作進程的系統(tǒng)空間堆棧；數據結構task_struct的大小約為1K，進程系統(tǒng)空間堆棧大小就約為7K。當進程在系統(tǒng)空間運行時，常常需要訪問當前進程自身的task_struct數據結構，為此內核中定義了一個宏操作current，提供指向當前進程task_struct結構的指針，它的實現實際上也與這里的get_current_task宏是差不多的。
/* include/asm-arm/current.h */
static inline struct task_struct *get_current(void)
{
register unsigned long sp asm ("sp");
return (struct task_struct *)(sp & ~0x1fff);
}
#define current (get_current())
再回到lin860，get_current_task的參數是tsk，它實際上是r9寄存器，它也是定義于arch/arm/kernel/entry-header.S中的：
tsk .req r9 @ current task
這樣r9寄存器就保存了當前進程的task_struct結構的指針了。
Line861，程序跳轉到ret_to_user，以完成從中斷處理到返回用戶空間的過程，前面提到的進程重新調度將在那里得以體現。ret_to_user定義于arch/arm/entry-common.S中：
55 reschedule:
56 bl SYMBOL_NAME(schedule)
57 ret_disable_irq:
58 disable_irq r1 @ ensure IRQs are disabled
59 ENTRY(ret_to_user)
60 ret_slow_syscall:
61 ldr r1, [tsk, #TSK_NEED_RESCHED]
62 ldr r2, [tsk, #TSK_SIGPENDING]
63 teq r1, #0 @ need_resched => schedule()
64 bne reschedule
65 1: teq r2, #0 @ sigpending => do_signal()
66 bne __do_signal
67 restore:
68 restore_user_regs
69
70 __do_signal:
71 enable_irq r1
72 mov r0, #0 @ NULL oldset
73 mov r1, sp @ regs
74 mov r2, why @ syscall
75 bl SYMBOL_NAME(do_signal) @ note the bl above sets lr
76 disable_irq r1 @ ensure IRQs are disabled
77 b restore
Line61，TSK_NEED_RESCHED值為20，它是task_struct結構中其成員變量need_resched相對于結構首地址的偏移量，所以此時r1的值就是當前進程task_struct結構里need_resched變量的值。同理在line62，r2存儲就是task_struct->sigpenging的值。
從line63~64可見，只有在當前進程的task_struct結構中的need_resched字段為非0時才會轉到reschedule處去調用schedule，那么，誰來設置這個字段呢？當然是內核，從用戶空間是訪問不到進程的task_struct結構的，那么，內核又是在什么情況下設置這個字段的呢？除當前進程通過系統(tǒng)調用自愿讓出運行以及在系統(tǒng)調用中因某種原因受阻以外，主要就是當因某種原因喚醒一個進程的時候，以及在時鐘中斷服務程序發(fā)現當前進程已經連續(xù)運行太久的時候。（此段摘抄于Linux內核源代碼情景分析》）
Line65~66，如果當前進程的task_struct結構中的sigpedding字段為非0時才會轉到__do_signal處去調用do_signal處理信號。
Line68， restore_user_regs，它是一個宏定義于arch/arm/kernel/head-header.S中：
102 /*
103 * Must be called with IRQs already disabled.
104 */
105 .macro restore_user_regs
106 ldr r1, [sp, #S_PSR] @ Get calling cpsr
107 ldr lr, [sp, #S_PC]! @ Get PC
108 msr spsr, r1 @ save in spsr_svc
109 ldmdb sp, {r0 - lr}^ @ Get calling r0 - lr
110 mov r0, r0
111 add sp, sp, #S_FRAME_SIZE - S_PC
112 movs pc, lr @ return & move spsr_svc into cpsr
113 .endm
17 and lr, lr, #15
18 ldr lr, [pc, lr, lsl #2]
19 movs pc, lr @ Changes mode and branches
20
21.LCtab_irq: .word __irq_usr @ 0 (USR_26 / USR_32)
22 .word __irq_invalid @ 1 (FIQ_26 / FIQ_32)
23 .word __irq_invalid @ 2 (IRQ_26 / IRQ_32)
24 .word __irq_svc @ 3 (SVC_26 / SVC_32)
這里有點疑惑要進入__irq_usr，則18行l(wèi)r應該為pc+4那么向回推算第7行的mrs lr, spsr中spsr[3:0]應該為0b0001;如果要進入__irq_svc，則18行l(wèi)r應該為pc＋16，那么spsr[3:0]應該為0b0100；
而cprs[4:0]=
10000 User 模式
10011 SVC 模式
請達人指點迷津。。。。）
行19，跳轉到相應入口，并且ARM寄存器r13和r14則切換到了SVC模式下的寄存器
這里第18行中的pc值正好是21行的.LCtab_irq，如果是在用戶空間，User模式10000，邏輯左移兩位為0x0=0b0000，即pc+0x0，恰好到了.word __irq_usr ，如果是在內核空間，svc模式10011，移位后為0xc=0b1100，及pc+0xc,正好到了.word __irq_svc,一點都沒錯(當然不可能錯，系統(tǒng)不是跑得好好的嗎)
注意，pc值是當前指令地址+8
關于get_irqnr_and_base宏中：
bics irqstat, irqstat, irqnr 對照intmsk將intpnd中禁止的中斷清0。因為intpnd在某一時刻只可以有一位為1，所以有一位被bics清0了，就會影響標志位從而beq跳轉，return r0＝0；從1001：開始所作的事情是循環(huán)查intpnd哪一位置為了1。有點疑惑的是tst 指令：
tst 類似于 CMP，不產生放置到目的寄存器中的結果。而是在給出的兩個操作數上進行操作并把結果反映到狀態(tài)標志上。使用 tst 來檢查是否設置了特定的位。操作數 1 是要測試的數據字而操作數 2 是一個位掩碼。經過測試后，如果匹配則設置 Zero 標志，否則清除它。
那么這里的tst irqstat, #1，當zero置1了表示有中斷位，為什么下面是bne 1002f而不是beq？請教請教。。。。。。。）
沒找到你看的內核版本中該宏的詳細定義，我在我的2.6.12中pxa體系中的此宏中沒找到tst指令，但想你的問題估計還是對tst的誤解
pc值是當前指令地址+8
是因為armv5是三級流水線么？
pxa的宏里面好像是沒用tst，這里我引申到s3c2410的宏里面。
tst的定義我翻的是網上搜的arm指令集，里面是這么說的：
TST : 測試位
(Test bits)
TST{條件}{P} ,
Status = op_1 AND op_2
TST 類似于 CMP，不產生放置到目的寄存器中的結果。而是在給出的兩個操作數上進行操作并把結果反映到狀態(tài)標志上。使用 TST 來檢查是否設置了特定的位。操作數 1 是要測試的數據字而操作數 2 是一個位掩碼。經過測試后，如果匹配則設置 Zero 標志，否則清除它。象 CMP 那樣，你不需要指定 S 后綴。
TST R0, #%1 ; 測試在 R0 中是否設置了位 0。
我覺得在這里是有點轉不過彎來了，，，
ARM linux的中斷向量表初始化分析
Author: jimmy.li
Time: 2007-06-09

　　本文分析基于linux2.4.19 source，pxa 270 cpu．

　　ARM linux內核啟動時，通過start_kernel()->trap_init()的調用關系，初始化內核的中斷異常向量表．

／* arch/arm/kernel/traps.c */
void __init trap_init(void)
{
extern void __trap_init(unsigned long);
unsigned long base = vectors_base();

__trap_init(base);
if (base != 0)
oopsprintk(KERN_DEBUG "Relocating machine vectors to 0x%08lxn", base);
#ifdef CONFIG_CPU_32
modify_domain(DOMAIN_USER, DOMAIN_CLIENT);
#endif
}

vectors_base是一個宏，它的作用是獲取ARM異常向量的地址，該宏在include/arch/asm-arm/proc-armv/system.h中定義：
extern unsigned long cr_no_alignment;/* defined in entry-armv.S */
extern unsigned long cr_alignment;/* defined in entry-armv.S */

#if __LINUX_ARM_ARCH__ >= 4
#define vectors_base()((cr_alignment & CR_V) ? 0xffff0000 : 0)
#else
#define vectors_base()(0)
#endif

　　對于ARMv4以下的版本，這個地址固定為0；ARMv4及其以上的版本，ARM異常向量表的地址受協(xié)處理器CP15的c1寄存器(control register)中V位(bit[13])的控制，如果V=1，則異常向量表的地址為0x00000000~0x0000001C；如果V=0,則為:0xffff0000~0xffff001C。（詳情請參考ARM Architecture Reference Manual)
　　下面分析一下cr_alginment的值是在哪確定的，我們在arch/arm/kernel/entry-armv.S找到cr_alignment的定義：
.globl SYMBOL_NAME(cr_alignment)
.globl SYMBOL_NAME(cr_no_alignment)
SYMBOL_NAME(cr_alignment):
.space 4
SYMBOL_NAME(cr_no_alignment):
.space 4
　　分析過head-armv.S文件的朋友都會知道，head-armv.S是非壓縮內核的入口：

１ .section ".text.init",#alloc,#execinstr
２ .type stext, #function
３ENTRY(stext)
４ mov r12, r0
５
６ mov r0, #F_BIT | I_BIT | MODE_SVC @ make sure svc mode
７ msr cpsr_c, r0 @ and all irqs disabled
８ bl __lookup_processor_type
９ teq r10, #0 @ invalid processor?
10 moveq r0, #p @ yes, error p
11 beq __error
12 bl __lookup_architecture_type
13 teq r7, #0 @ invalid architecture?
14 moveq r0, #a @ yes, error a
15 beq __error
16 bl __create_page_tables
17 adr lr, __ret @ return address
18 add pc, r10, #12 @ initialise processor
19 @ (return control reg)
20
21 .type __switch_data, %object
22__switch_data: .long __mmap_switched
23 .long SYMBOL_NAME(__bss_start)
24 .long SYMBOL_NAME(_end)
25 .long SYMBOL_NAME(processor_id)
26 .long SYMBOL_NAME(__machine_arch_type)
27 .long SYMBOL_NAME(cr_alignment)
28 .long SYMBOL_NAME(init_task_union)+8192
29
30 .type __ret, %function
31__ret: ldr lr, __switch_data
32 mcr p15, 0, r0, c1, c0
33 mrc p15, 0, r0, c1, c0, 0 @ read it back.
34 mov r0, r0
35 mov r0, r0
36 mov pc, lr

　　這里我們關心的是從17行開始，17行code處將lr放置為__ret標號處的相對地址，以便將來某處返回時跳轉到31行繼續(xù)運行；
　　18行,對于我所分析的pxa270平臺，它將是跳轉到arch/arm/mm/proc-xscale.S中執(zhí)行__xscale_setup函數，在__xscale_setup中會讀取CP15的control register(c1)的值到r1寄存器，并在r1寄存器中設置相應的標志位（其中包括設置V位＝１），但在__xscale_setup中，r1寄存器并不立即寫回到Cp15的control register中，而是在返回后的某個地方，接下來會慢慢分析到。__xscale_setup調用move pc, lr指令返回跳轉到31行。
　　31行，在lr寄存器中放置__switch_data中的數據__mmap_switched，在36行程序會跳轉到__mmap_switched處。
　　32，33行，把r0寄存器中的值寫回到cp15的control register(c1)中,再讀出來放在r0中。
　　
　　接下來再來看一下跳轉到__mmap_switched處的代碼：
40 _mmap_switched:
41 adr r3, __switch_data + 4
42 ldmia r3, {r4, r5, r6, r7, r8, sp}@ r2 = compat
43 @ sp = stack pointer
44
45 mov fp, #0 @ Clear BSS (and zero fp)
46 1: cmp r4, r5
47 strcc fp, [r4],#4
48 bcc 1b
49
50 str r9, [r6] @ Save processor ID
51 str r1, [r7] @ Save machine type
52 bic r2, r0, #2 @ Clear A bit
53 stmia r8, {r0, r2} @ Save control register values
54 b SYMBOL_NAME(start_kernel)

　　41~42行的結果是：r4=__bss_start，r5=__end,...,r8=cr_alignment,..,這里r8保存的是cr_alignment變量的地址．
　　到了53行，由于之前r0保存的是cp15的control register(c1)的值，這里把r0的值寫入r8指向的地址，即cr_alignment=r0．到此為止，我們就看清楚了cr_alignment的賦值過程。
　　

　　讓我們回到trap_init()函數，經過上面的分析，我們知道vectors_base返回0xffff0000。函數__trap_init由匯編代碼編寫，在arch/arm/kernel/entry-arm.S：
　　　　.align5
__stubs_start:
vector_IRQ:
　　　　...
vector_data:
　　　　....
vector_prefetch:
　　　　...
vector_undefinstr:
　　　　...
vector_FIQ:disable_fiq
　　　　subspc, lr, #4
vector_addrexcptn:
　　　　bvector_addrexcptn
　　　　...
__stubs_end:
　　　　.equ__real_stubs_start, .LCvectors + 0x200

.LCvectors:swiSYS_ERROR0
　　　　b__real_stubs_start + (vector_undefinstr - __stubs_start)
　　　　ldrpc, __real_stubs_start + (.LCvswi - __stubs_start)
　　　　b__real_stubs_start + (vector_prefetch - __stubs_start)
　　　　b__real_stubs_start + (vector_data - __stubs_start)
　　　　b__real_stubs_start + (vector_addrexcptn - __stubs_start)
　　　　b__real_stubs_start + (vector_IRQ - __stubs_start)
　　　　b__real_stubs_start + (vector_FIQ - __stubs_start)

ENTRY(__trap_init)
　　　　stmfdsp!, {r4 - r6, lr}/* 壓棧，保存數據*/

　　　　/* 復制異常向量表(.LCvectors起始的8個地址）到r0指向的地址（異常向量地址），r0就是__trap_init(base)函數調用時傳遞的參數，不明白的請參考ATPCS*/
　　　　adrr1, .LCvectors@ set up the vectors
　　　　ldmiar1, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, lr}
　　　　stmiar0, {r1, r2, r3, r4, r5, r6, ip, lr}

　　　　/* 在異常向量地址后的0x200偏移處，放置散轉代碼，即__stubs_start~__stubs_end之間的各個異常處理代碼*/
　　　　addr2, r0, #0x200
　　　　adrr0, __stubs_start@ copy stubs to 0x200
　　　　adrr1, __stubs_end
1: ldrr3, [r0], #4
　　　　strr3, [r2], #4
　　　　cmpr0, r1
blt1b
LOADREGS(fd, sp!, {r4 - r6, pc})/*出棧，恢復數據，函數__trap_init返回*/

__trap_init函數填充后的向量表如下：
虛擬地址異常 處理代碼
0xffff0000reset swi SYS_ERROR0
0xffff0004 undefined b__real_stubs_start + (vector_undefinstr - __stubs_start)
0xffff0008 軟件中斷 ldrpc, __real_stubs_start + (.LCvswi - __stubs_start)
0xffff000c 取指令異常b__real_stubs_start + (vector_prefetch - __stubs_start)
0xffff0010 數據異常 b__real_stubs_start + (vector_data - __stubs_start)
0xffff0014 reserved b__real_stubs_start + (vector_addrexcptn - __stubs_start)
0xffff0018 irq b__real_stubs_start + (vector_IRQ - __stubs_start)
0xffff001c fiq b__real_stubs_start + (vector_FIQ - __stubs_start)

　　 當有異常發(fā)生時，處理器會跳轉到對應的0xffff0000起始的向量處取指令，然后，通過b指令散轉到異常處理代碼．因為ARM中b指令是相對跳轉，而且只有+/-32MB的尋址范圍，所以把__stubs_start~__stubs_end之間的異常處理代碼復制到了0xffff0200起始處．這里可直接用b指令跳轉過去，這樣比使用絕對跳轉（ldr)效率高。

-------------------------參考資料--------------------
1, 劉淼，嵌入式系統(tǒng)接口設計與Linux驅動程序開發(fā),北京航天航空大學出版社,2006.
2, ARM Architecture Reference Manual, ARM limited,2000.
http://jimmy-lee.blog.hexun.com/cate.aspx?cateid=7311&cate=ARM%26Linux