Linux kernel的中断子系统之（六）：ARM中断处理过程
一、前言
本文主要以ARM体系结构下的中断处理为例，讲述整个中断处理过程中的硬件行为和软件动作。具体整个处理过程分成三个步骤来描述：
1、第二章描述了中断处理的准备过程
2、第三章描述了当发生中的时候，ARM硬件的行为
3、第四章描述了ARM的中断进入过程
4、第五章描述了ARM的中断退出过程
本文涉及的代码来自3.14内核。另外，本文注意描述ARM指令集的内容，有些source code为了简短一些，删除了THUMB相关的代码，除此之外，有些debug相关的内容也会删除。
二、中断处理的准备过程
1、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：
struct stack {
u32 irq[3];
u32 abt[3];
u32 und[3];
} ____cacheline_aligned;static struct stack stacks[NR_CPUS];
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：
void notrace cpu_init(void)
{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……
#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
- __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”－－－－－－－－设定und mode的stack为stk->und
- “msr cpsr_c, %7”－－－－－－－－回到SVC mode
- :－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－上面是code，下面的output部分是空的
- “r” (stk),－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－对应上面代码中的%0
PLC (PSR_F_BIT | PSR_I_BIT | IRQ_MODE),－－－－－－对应上面代码中的%1
“I” (offsetof(struct stack, irq[0])),－－－－－－－－－－－－对应上面代码中的%2
PLC (PSR_F_BIT | PSR_I_BIT | ABT_MODE),－－－－－－以此类推，下面不赘述
“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 | SVC_MODE)- “r14”);－－－－－－－－上面是input操作数列表，r14是要clobbered register列表
}
嵌入式汇编的语法格式是：asm(code : output operand list : input operand list : clobber list);大家对着上面的code就可以分开各段内容了。在input operand list中，有两种限制符（constraint），“r"或者"I”，“I"表示立即数（Immediate operands），“r"表示用通用寄存器传递参数。clobber list中有一个r14，表示在汇编代码中修改了r14的值，这些信息是编译器需要的内容。
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和und三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。
2、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：
union thread_union init_thread_union __init_task_data =
{ INIT_THREAD_INFO(init_task) };union thread_union {
struct thread_info thread_info;
unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(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)
{
……ti = alloc_thread_info_node(tsk, node);
if (!ti)
goto free_tsk;……
}
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。
3、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：
.section .vectors, “ax”, %progbits
__vectors_start:
W(b) vector_rst
W(b) vector_und
W(ldr) pc, __vectors_start + 0x1000
W(b) vector_pabt
W(b) vector_dabt
W(b) vector_addrexcptn
W(b) vector_irq —————————IRQ Vector
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：
static void __init devicemaps_init(const struct machine_desc *mdesc)
{
……
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
……
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 frameif (!vectors_high()) {－－－如果SCTLR.V的值设定为low vectors，那么还要映射0地址开始的memory
map.virtual = 0;
map.length = PAGE_SIZE * 2;
map.type = MT_LOW_VECTORS;
create_mapping(&map);
}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……
}
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)
{
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;
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;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); －－－－copy kuser helper function
flush_icache_range(vectors, vectors + PAGE_SIZE * 2);
modify_domain(DOMAIN_USER, DOMAIN_CLIENT);}
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。
4、中断控制器的初始化
具体可以参考GIC代码分析。
三、ARM HW对中断事件的处理
当一切准备好之后，一旦打开处理器的全局中断就可以处理来自外设的各种中断事件了。
当外设（SOC内部或者外部都可以）检测到了中断事件，就会通过interrupt requestion line上的电平或者边沿（上升沿或者下降沿或者both）通知到该外设连接到的那个中断控制器，而中断控制器就会在多个处理器中选择一个，并把该中断通过IRQ（或者FIQ，本文不讨论FIQ的情况）分发给该processor。ARM处理器感知到了中断事件后，会进行下面一系列的动作：
1、修改CPSR（Current Program Status Register）寄存器中的M[4:0]。M[4:0]表示了ARM处理器当前处于的模式（ processor modes）。ARM定义的mode包括：
| 处理器模式 | 缩写 | 对应的M[4:0]编码 | Privilege level |
| User | usr | 10000 | PL0 |
| FIQ | fiq | 10001 | PL1 |
| IRQ | irq | 10010 | PL1 |
| Supervisor | svc | 10011 | PL1 |
| Monitor | mon | 10110 | PL1 |
| Abort | abt | 10111 | PL1 |
| Hyp | hyp | 11010 | PL2 |
| Undefined | und | 11011 | PL1 |
| System | sys | 11111 | PL1 |
一旦设定了CPSR.M，ARM处理器就会将processor mode切换到IRQ mode。
2、保存发生中断那一点的CPSR值（step 1之前的状态）和PC值
ARM处理器支持9种processor mode，每种mode看到的ARM core register（R0～R15，共计16个）都是不同的。每种mode都是从一个包括所有的Banked ARM core register中选取。全部Banked ARM core register包括：
| Usr | System | Hyp | Supervisor | abort | undefined | Monitor | IRQ | FIQ |
| R0_usr | ||||||||
| R1_usr | ||||||||
| R2_usr | ||||||||
| R3_usr | ||||||||
| R4_usr | ||||||||
| R5_usr | ||||||||
| R6_usr | ||||||||
| R7_usr | ||||||||
| R8_usr | R8_fiq | |||||||
| R9_usr | R9_fiq | |||||||
| R10_usr | R10_fiq | |||||||
| R11_usr | R11_fiq | |||||||
| R12_usr | R12_fiq | |||||||
| SP_usr | SP_hyp | SP_svc | SP_abt | SP_und | SP_mon | SP_irq | SP_fiq | |
| LR_usr | LR_svc | LR_abt | LR_und | LR_mon | LR_irq | LR_fiq | ||
| PC | ||||||||
| CPSR | ||||||||
| SPSR_hyp | SPSR_svc | SPSR_abt | SPSR_und | SPSR_mon | SPSR_irq | SPSR_fiq | ||
| ELR_hyp |
在IRQ mode下，CPU看到的R0～R12寄存器、PC以及CPSR是和usr mode（userspace）或者svc mode（kernel space）是一样的。不同的是IRQ mode下，有自己的R13(SP，stack pointer）、R14（LR，link register）和SPSR（Saved Program Status Register）。
CPSR是共用的，虽然中断可能发生在usr mode（用户空间），也可能是svc mode（内核空间），不过这些信息都是体现在CPSR寄存器中。硬件会将发生中断那一刻的CPSR保存在SPSR寄存器中（由于不同的mode下有不同的SPSR寄存器，因此更准确的说应该是SPSR-irq，也就是IRQ mode中的SPSR寄存器）。
PC也是共用的，由于后续PC会被修改为irq exception vector，因此有必要保存PC值。当然，与其说保存PC值，不如说是保存返回执行的地址。对于IRQ而言，我们期望返回地址是发生中断那一点执行指令的下一条指令。具体的返回地址保存在lr寄存器中（注意：这个lr寄存器是IRQ mode的lr寄存器，可以表示为lr_irq）：
（1）对于thumb state，lr_irq ＝ PC
（2）对于ARM state，lr_irq ＝ PC － 4
为何要减去4？我的理解是这样的（不一定对）。由于ARM采用流水线结构，当CPU正在执行某一条指令的时候，其实取指的动作早就执行了，这时候PC值＝正在执行的指令地址 ＋ 8，如下所示：
－－－－> 发生中断的指令
发生中断的指令＋4
－PC－－>发生中断的指令＋8
发生中断的指令＋12
一旦发生了中断，当前正在执行的指令当然要执行完毕，但是已经完成取指、译码的指令则终止执行。当发生中断的指令执行完毕之后，原来指向（发生中断的指令＋8）的PC会继续增加4，因此发生中断后，ARM core的硬件着手处理该中断的时候，硬件现场如下图所示：
－－－－> 发生中断的指令
发生中断的指令＋4 <——-中断返回的指令是这条指令
发生中断的指令＋8
－PC－－>发生中断的指令＋12
这时候的PC值其实是比发生中断时候的指令超前12。减去4之后，lr_irq中保存了（发生中断的指令＋8）的地址。为什么HW不帮忙直接减去8呢？这样，后续软件不就不用再减去4了。这里我们不能孤立的看待问题，实际上ARM的异常处理的硬件逻辑不仅仅处理IRQ的exception，还要处理各种exception，很遗憾，不同的exception期望的返回地址不统一，因此，硬件只是帮忙减去4，剩下的交给软件去调整。
3、mask IRQ exception。也就是设定CPSR.I = 1
4、设定PC值为IRQ exception vector。基本上，ARM处理器的硬件就只能帮你帮到这里了，一旦设定PC值，ARM处理器就会跳转到IRQ的exception vector地址了，后续的动作都是软件行为了。
四、如何进入ARM中断处理
1、IRQ mode中的处理
IRQ mode的处理都在vector_irq中，vector_stub是一个宏，定义如下：
.macro vector_stub, name, mode, correction=0
.align 5vector_\name:
.if \correction
sub lr, lr, #\correction－－－－－－－－－－－－－（1）
.endif@
@ Save r0, lr_ (parent PC) and spsr_
@ (parent CPSR)
@
stmia sp, {r0, lr} @ save r0, lr－－－－－－－－（2）
mrs lr, spsr
str lr, [sp, #8] @ save spsr@
@ Prepare for SVC32 mode. IRQs remain disabled.
@
mrs r0, cpsr－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－（3）
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IRQ时候的CPSR，通过and操作，可以获取CPSR.M[3:0]的值这时候，如果中断发生在用户空间，lr=0，如果是内核空间，lr=3
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] )－－－根据mode，给lr赋值，__irq_usr或者__irq_svc
movs pc, lr @ branch to handler in SVC mode－－－－－（4）
ENDPROC(vector_\name).align 2
@ handler addresses follow this label
1:
.endm
（1）我们期望在栈上保存发生中断时候的硬件现场（HW context），这里就包括ARM的core register。上一章我们已经了解到，当发生IRQ中断的时候，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。
（2）当前是IRQ mode，SP_irq在初始化的时候已经设定（12个字节）。在irq mode的stack上，依次保存了发生中断那一点的r0值、PC值以及CPSR值（具体操作是通过spsr进行的，其实硬件已经帮我们保存了CPSR到SPSR中了）。为何要保存r0值？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。
（3）可怜的IRQ mode稍纵即逝，这段代码就是准备将ARM推送到SVC mode。如何准备？其实就是修改SPSR的值，SPSR不是CPSR，不会引起processor mode的切换（毕竟这一步只是准备而已）。
（4）很多异常处理的代码返回的时候都是使用了stack相关的操作，这里没有。“movs pc, lr ”指令除了字面上意思（把lr的值付给pc），还有一个隐含的操作（movs中‘s’的含义）：把SPSR copy到CPSR，从而实现了模式的切换。
2、当发生中断的时候，代码运行在用户空间
Interrupt dispatcher的代码如下：
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) <———————> base address + 0
.long __irq_invalid @ 1 (FIQ_26 / FIQ_32)
.long __irq_invalid @ 2 (IRQ_26 / IRQ_32)
.long __irq_svc @ 3 (SVC_26 / SVC_32)<———————> base address + 12
.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（参考上一节的代码：and lr, lr, #0x0f）。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。
.align 5
__irq_usr:
usr_entry－－－－－－－－－请参考本章第一节（1）保存用户现场的描述
kuser_cmpxchg_check－－－和本文描述的内容无关，这些不就介绍了
irq_handler－－－－－－－－－－核心处理内容，请参考本章第二节的描述
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，下一章会详细描述
why其实就是r8寄存器，用来传递参数的，表示本次放回用户空间相关的系统调用是哪个？中断处理这个场景和系统调用无关，因此设定为0。
（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。
.macro usr_entry
sub sp, sp, #S_FRAME_SIZE－－－－－－－－－－－－－－A
stmib sp, {r1 - r12} －－－－－－－－－－－－－－－－－－－Bldmia r0, {r3 - r5}－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－C
add r0, sp, #S_PC－－－－－－－－－－－－－－－－－－－D
mov r6, #-1－－－－orig_r0的值str r3, [sp] －－－－保存中断那一刻的r0
stmia r0, {r4 - r6}－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－E
stmdb r0, {sp, lr}^－－－－－－－－－－－－－－－－－－－F
.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：
.macro irq_handler
#ifdef CONFIG_MULTI_IRQ_HANDLER
ldr r1, =handle_arch_irq
mov r0, sp－－－－－－－－设定传递给machine定义的handle_arch_irq的参数
adr lr, BSYM(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：
.macro arch_irq_handler_default
get_irqnr_preamble r6, lr
1: get_irqnr_and_base r0, r2, r6, lr
movne r1, sp
@
@ asm_do_IRQ 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）
adrne lr, BSYM(1b)－－－－－－－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
bne asm_do_IRQ
.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。
3、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
get_thread_info tsk
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
#endifsvc_exit r5, irq = 1 @ return from exception
一个task的thread info数据结构定义如下（只保留和本场景相关的内容）：
struct thread_info {
unsigned long flags; /* low level flags */
int preempt_count; /* 0 => preemptable, <0 => bug */
……
};
flag成员用来标记一些low level的flag，而preempt_count用来判断当前是否可以发生抢占，如果preempt_count不等于0（可能是代码调用preempt_disable显式的禁止了抢占，也可能是处于中断上下文等），说明当前不能进行抢占，直接进入恢复现场的工作。如果preempt_count等于0，说明已经具备了抢占的条件，当然具体是否要抢占当前进程还是要看看thread info中的flag成员是否设定了_TIF_NEED_RESCHED这个标记（可能是当前的进程的时间片用完了，也可能是由于中断唤醒了优先级更高的进程）。
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。
.macro svc_entry, stack_hole=0
sub sp, sp, #(S_FRAME_SIZE + \stack_hole - 4)－－－－sp指向struct pt_regs中r1的位置
stmia sp, {r1 - r12} －－－－－－寄存器入栈。ldmia r0, {r3 - r5}
add r7, sp, #S_SP - 4 －－－－－－r7指向struct pt_regs中r12的位置
mov r6, #-1 －－－－－－－－－－orig r0设为-1
add r2, sp, #(S_FRAME_SIZE + \stack_hole - 4)－－－－r2是发现中断那一刻stack的现场
str r3, [sp, #-4]! －－－－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mov r3, lr －－－－保存svc mode的lr到r3
stmia r7, {r2 - r6} －－－－－－－－－压栈，在栈上形成形成struct pt_regs
.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（例如-1）。
五、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：
ENTRY(ret_to_user_from_irq)
ldr r1, [tsk, #TI_FLAGS]
tst r1, #_TIF_WORK_MASK－－－－－－－－－－－－－－－A
bne work_pending
no_work_pending:
asm_trace_hardirqs_on －－－－－－和irq flag trace相关，暂且略过/* 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，暂且略过restore_user_regs fast = 0, offset = 0－－－－－－－－－－－－B
ENDPROC(ret_to_user_from_irq)
ENDPROC(ret_to_user)
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：
.macro restore_user_regs, fast = 0, offset = 0
ldr r1, [sp, #\offset + S_PSR] －－－－r1保存了pt_regs中的spsr，也就是发生中断时的CPSR
ldr lr, [sp, #\offset + S_PC]! －－－－lr保存了PC值，同时sp移动到了pt_regs中PC的位置
msr spsr_cxsf, r1 －－－－－－－－－赋值给spsr，进行返回用户空间的准备
clrex @ clear the exclusive monitor.if \fast
ldmdb sp, {r1 - lr}^ @ get calling r1 - lr
.else
ldmdb sp, {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 －－－－－－－－－NOP操作，ARMv5T之前的需要这个操作
add sp, sp, #S_FRAME_SIZE - S_PC－－－－现场已经恢复，移动svc mode的sp到原来的位置
movs pc, lr －－－－－－－－返回用户空间
.endm
2、中断发生在svc mode下的退出过程。具体代码如下：
.macro svc_exit, rpsr, irq = 0
.if \irq != 0
@ IRQs already off
.else
@ IRQs off again before pulling preserved data off the stack
disable_irq_notrace
.endif
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ldmia sp, {r0 - pc}^ －－－－－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。
.endm
原创文章，转发请注明出处。蜗窝科技。/irq_subsystem/irq_handler.html
附录
change log-2014-10-20，自己又重新阅读了一遍，做了一些修改，如下：
1、“ARM处理器有多种process mode”修改为“ARM处理器有多种processor mode”
2、增加cpu_init的调用场景说明：
（1）bootstrap CPU initialize
（2）secondary CPUs initialize
（3）CPU resume from sleep
3、增加对核心中断处理的描述
4、增加对抢占相关的描述
change log-2014-11-20，根据zuoertu网友的提问，做了一些修改，如下：
1、增加对orig_r0的描述
2、增加对why的描述
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