本節內容:Linux內核異常處理的的初始化過程和異常發生時的處理流程。
【首先來區分一下兩個概念:中斷(Interrupt)和異常(Exception)。中斷屬於異常的一種,就拿2440開發板來說,他有60多種中斷源,例如來自DMA控制器、UART、IIC和外部中斷等。2440有一個專門的中斷控制器來處理這些中斷,中斷控制器在接收到這些中斷信號之後就需要ARM920T進入IRQ或FIQ模式進行處理,這兩種模式也是中斷異常的僅有模式。而異常的概念要廣的多,它包括復位、未定義指令、軟中斷、IRQ等等。還有一點知識就是,中斷這種異常在響應之前到來之前是需要程序員進行什麼優先級、是否要屏蔽信號之類的初始化的,而其他比如未定義指令是不用的,只要發生了就跳到異常向量入口取址執行。因此下面初始化內容中的第(2)點是針對中斷這種異常的設置的】
一、初始化設置:
(1)異常向量相關的設置:start_kernel()-->setup_arch()-->early_trap_init()函數來擔任這個任務。在arch/arm/kernel/traps.c文件件中定義:這個函數很有分量,值得細細分析!!!
void __init early_trap_init(void)
{
unsigned long vectors = CONFIG_VECTORS_BASE;
extern char __stubs_start[], __stubs_end[];
extern char __vectors_start[], __vectors_end[];
extern char __kuser_helper_start[], __kuser_helper_end[];
int kuser_sz = __kuser_helper_end - __kuser_helper_start;
/*
* 看下面這段英文註釋,代碼就一目瞭然了,就是把異常向量表、和異常處理那部分代碼複製到指定的地址處
* Copy the vectors, stubs and kuser helpers (in entry-armv.S)
* into the vector page, mapped at 0xffff0000, and ensure these
* are visible to the instruction stream.
*/
memcpy((void *)vectors, __vectors_start, __vectors_end - __vectors_start);
memcpy((void *)vectors + 0x200, __stubs_start, __stubs_end - __stubs_start);
memcpy((void *)vectors + 0x1000 - kuser_sz, __kuser_helper_start, kuser_sz);
/*
* Copy signal return handlers into the vector page, and
* set sigreturn to be a pointer to these.
*/
memcpy((void *)KERN_SIGRETURN_CODE, sigreturn_codes,
sizeof(sigreturn_codes));
flush_icache_range(vectors, vectors + PAGE_SIZE);
modify_domain(DOMAIN_USER, DOMAIN_CLIENT);
}
詳細函數分析:
將異常向量表複製到vectors地址處,vectors在函數的第一句就被賦值爲“CONFIG_VECTORS_BASE”,經驗告訴我們它是個內核編譯配置項,去內核的頂層目錄裏邊的“.config”文件搜索就出來,果然就有“CONFIG_VECTORS_BASE=0xffff0000”這麼一句話。
好,同樣問題就來了,我們之前瞭解過的中斷向量是放到0x00000000地址開始處,把中斷向量放到0xffff0000 異常觸發時cpu還能自動找到?答案是能!
在ARM920T的使用手冊裏邊有涉及相關的內容:協處理控制寄存器CP15的C1寄存器的第[13]位就是用來設置異常向量的存放位置的,該位爲0存放到0x0000000開始處,爲1存放到0xffff0000開始處。
到這裏Linux內核異常向量設置的工作就算是完成了。可是想想:設置完這些異常向量之後,異常發生了,CPU是怎麼一個處理過程???接着往下分析:Linux內核處理異常主要流程。
繼續分析就得從異常向量表來開始入手,__vectors_start和__vectors_end在arch/arm/kernel/entry-armv.S文件中有定義。他們就是內核異常向量表的起始和結束地址。
........
.globl __vectors_start
__vectors_start:
swi SYS_ERROR0 ;arm在復位異常發生時來這裏執行
b vector_und + stubs_offset
ldr pc, .LCvswi + stubs_offset
b vector_pabt + stubs_offset
b vector_dabt + stubs_offset
b vector_addrexcptn + stubs_offset
b vector_irq + stubs_offset
b vector_fiq + stubs_offset
.globl __vectors_end
........
下面以第一個調轉指令“bvector_und + stubs_offset”的分析爲例,發現怎麼在源碼裏面都找不到vector_und這個東東,各種查資料之後發現特麼是個彙編宏定義,幹!展開來解解氣,建議先熟悉一下彙編宏定義規則。.macro MACRO_NAME PARA1 PARA2 ......
......內容......
.endm
同樣在這個文件中找到了vector_stub這個宏:
.macro vector_stub, name, mode, correction=0
.align 5 @將異常入口強制進行2^5字節對齊,即一個cache line大小對齊,出於性能考慮
vector_\name:
.if \correction @correction=0 所以分支無效
sub lr, lr, #\correction
.endif
.endif
...........
movs pc, lr @ branch to handler in SVC mode
ENDPROC(vector_\name)
.endm
以宏“vector_stub
und, UND_MODE”爲例將其展開爲:
vector_und:
@
@ 此時已進入UND_MOD,lr=上一個模式被打斷時的PC值,下面三條指令是保護上個模式的現場
@
stmia sp, {r0, lr} <span style="white-space:pre"> </span>@ save r0, lr
mrs lr, spsr <span style="white-space:pre"> </span>@ 準備保存上個模式的cpsr值,因爲他被放到了UND_MODE的spsr中
str lr, [sp, #8] @ save spsr to stack
@
@ Prepare for SVC32 mode. IRQs remain disabled. 注意前面的“Prepare”,這裏還不是真正切換到SVC,只是準備!!不要緊張
@
mrs r0, cpsr @ r0=0x1b (UND_MODE)
eor r0, r0, #(\mode ^ SVC_MODE)<span style="white-space:pre"> </span>@ 邏輯異或指令
msr spsr_cxsf, r0 @ cxsf是spsr寄存器的控制域(C)、擴展域(X)、狀態域(S)、標誌域(F),注意這裏的spsr是UND管理模式的
@
@ the branch table must immediately follow this code 下一級跳轉表必須要緊跟在這一段代碼之後(這一點很重要)
@
and lr, lr, #0x0f @ 執行這條指令之前:lr = 上個模式的cpsr值,現在取出其低四位--模式控制位的[4:0],關鍵點又來了:查看2440芯片手冊可以知道,這低4位二進制值爲十進制數值的 0-->User_Mode; 1-->Fiq_Mode; 2-->Irq_Mode; 3-->SVC_Mode; 7-->Abort_Mode; 11-->UND_Mode,明白了這些下面的處理就會恍然大悟,原來找到那些異常處理分支是依賴這4位的值來實現的
mov r0, sp @ 將SP值保存到R0是爲了之後切換到SVC模式時將這個模式下堆棧中的信息轉而保存到SVC模式下的堆棧中
ldr lr, [pc, lr, lsl #2] @ 我第一次遇到LDR的這種用法,找了一下LDR的資料發現是這個意思:將pc+lr*4的計算結果重新保存到lr中,我們知道pc是指向當前指令的下兩條指令處的地址的,也就是指向了“.long __und_usr”
movs pc, lr @ branch to handler in SVC mode 前方高能!關鍵的地方來了!在跳轉到第二級分支的同時CPU的工作模式從UND_MODE強制切換到SVC_MODE,這是由於MOVS指令在賦值的同時會將spsr的值賦給cpsr
ENDPROC(vector_und)
.long __und_usr @ 0 (USR_26 / USR_32)運行用戶模式下觸發未定義指令異常
.long __und_invalid @ 1 (FIQ_26 / FIQ_32)
.long __und_invalid @ 2 (IRQ_26 / IRQ_32)
.long __und_svc @ 3 (SVC_26 / SVC_32)運行用戶模式下觸發未定義指令異常
.long __und_invalid @ 4 其他模式下面不能發生未定義指令異常,否則都使用__und_invalid分支處理這種異常
.long __und_invalid @ 5
.long __und_invalid @ 6
.long __und_invalid @ 7
.long __und_invalid @ 8
.long __und_invalid @ 9
.long __und_invalid @ a
.long __und_invalid @ b
.long __und_invalid @ c
.long __und_invalid @ d
.long __und_invalid @ e
.long __und_invalid @ f
【附加註釋:在arch\arm\include\asm\ptrace.h中有:#define SVC_MODE 0x00000013 和 #define UND_MODE 0x0000001b
這樣做的目的是什麼?有什麼天大的好處?肯定有!因爲,現在的我還沒敢懷疑內核會做一些沒用的事情
Linux的中斷管理的設計思路都是這樣的:異常事件觸發,cpu自動跳到異常向量表處執行,同時也切換到對應的模式,有種變色龍的感覺,但是隨後立即有段代碼強制讓cpu切換到SVC管理模式進行異常處理,當然有一點值得一說,reset異常是進入用戶模式的,此時的異常向量存放的是swi指令,swi指令是進入svc管理模式的(也叫內核模式)結果可想而知,也得聽話,乖乖進入管理模式。如此一來,內核管理異常就方便多了,從宏觀的角度來看,cpu絕大部分時間是停留在user和svc模式的,要不就是user模式下正常工作,要不就是svc模式下異常處理,那段切換的時間完全被忽略,有種英雄就被人們忘記的感覺。也就是說可以看做內核要不就是在user模式下要不就是在svc模式下被其他各種異常中斷打斷咯。如果這些都意會到了,下面的內容分析,肯定妥妥的,就是這麼自信】
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執行到“movs pc, lr”這一句,找到了branch table中的一項,現在我們繼續往下分析,假設進入UND_MODE之前是User模式,那麼接下來會到__und_usr分支去繼續執行
__und_usr標號也是在該文件中定義,代碼如下:
__und_usr:
usr_entry @搜一下發現這是一個宏定義,先猜測一下功能是:將usr模式下的寄存器、中斷返回地址保存到堆棧中。可以說是接管UND_MODE下保存的信息和未保存信息
@
@ fall through to the emulation code, which returns using r9 if
@ it has emulated the instruction, or the more conventional lr
@ if we are to treat this as a real undefined instruction
@
@ r0 - instruction
@
adr r9, ret_from_exception
adr lr, __und_usr_unknown
tst r3, #PSR_T_BIT @ Thumb mode?
subeq r4, r2, #4 @ ARM instr at LR - 4
subne r4, r2, #2 @ Thumb instr at LR - 2
1: ldreqt r0, [r4]
beq call_fpe
@ Thumb instruction
#if __LINUX_ARM_ARCH__ >= 7
2: ldrht r5, [r4], #2
and r0, r5, #0xf800 @ mask bits 111x x... .... ....
cmp r0, #0xe800 @ 32bit instruction if xx != 0
blo __und_usr_unknown @blo小於跳轉指令。找到真正異常處理函數入口
3: ldrht r0, [r4]
add r2, r2, #2 @ r2 is PC + 2, make it PC + 4
orr r0, r0, r5, lsl #16
#else
b __und_usr_unknown
#endif
UNWIND(.fnend )
ENDPROC(__und_usr)
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usr_entry宏內容:
.macro usr_entry
UNWIND(.fnstart )
UNWIND(.cantunwind )
sub sp, sp, #S_FRAME_SIZE @ 通過查找和計算S_FRAME_SIZE=4*18=72
stmib sp, {r1 - r12} <span style="white-space:pre"> </span>@ 從開始的Usr_MODE到UND_MODE,再到現在的SVC_MODE,程序中都沒有去操作通用寄存器中的R1-R12,因此可以直接將他們入棧。接下來就可以隨便使用這些寄存器了。
ldmia r0, {r1 - r3} <span style="white-space:pre"> </span>@ 之前已將UND_MODE下棧頂指針保存到R0,出棧後r1=Usr_r0,r2=Usr_lr,r3=Usr_cpsr
add r0, sp, #S_PC @ here for interlock avoidance 從這往下一小部分代碼尚未消化
mov r4, #-1
str r1, [sp] <span style="white-space:pre"> </span>@ save the "real" r0 copied
@ from the exception stack
@
@ We are now ready to fill in the remaining blanks on the stack:
@
@ r2 - lr_<exception>, already fixed up for correct return/restart
@ r3 - spsr_<exception>
@ r4 - orig_r0 (see pt_regs definition in ptrace.h)
@
@ Also, separately save sp_usr and lr_usr
@
stmia r0, {r2 - r4}
stmdb r0, {sp, lr}^
@
@ Enable the alignment trap while in kernel mode
@
alignment_trap r0
@
@ Clear FP to mark the first stack frame
@
zero_fp
.endm
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__und_usr_unknown也是在這個文件中定義:
__und_usr_unknown:
enable_irq
mov r0, sp
adr lr, ret_from_exception @ 這裏就是異常中斷的返回,先將返回前處理的處理函數的地址給lr寄存器,下面調用完C函數之後直接就可以返回
b do_undefinstr @ 最終調用C函數進行復雜的處理 在arch/arm/kernel/traps.c中
ENDPROC(__und_usr_unknown)
小結一下Linux異常處理流程:
異常發生前工作狀態,到異常發生,去異常向量表找到入口地址,(這算異常發生之後跳轉到第一個處理分支),進入異常模式,保護部分現場,強制進入SVC管理模式,根據異常發生前的工作模式找到異常處理的第二級分支,在該模式下面接過異常模式堆棧中的信息,接着保存異常發生時異常模式還未保存的信息,準備好處理完畢返回處理程序的地址,調用異常處理函數。
(2)中斷相關初始化:init_IRQ()函數來完成,他直接由srart_kernel()函數來調用。定義於arch/arm/kernel/irq.c。【這一點內容在下一篇博文中發表】