转自：https://blog.csdn.net/walkingman321/article/details/6238608
上文提到data abort的正常处理过程中，最终会调用do_DataAbort函数，下面分析一下该函数的处理过程。
do_DataAbort
asmlinkage void __exception do_DataAbort(
unsigned long addr, // 导致异常的内存地址
unsigned int fsr, // 异常发生时CP15中的寄存器值，见前文
struct pt_regs *regs) // 异常发生前的寄存器值列表
{
const struct fsr_info *inf = fsr_info + (fsr & 15) + ((fsr & (1 << 10)) >> 6);
if (!inf->fn(addr, fsr, regs))
return;
info.si_signo = inf->sig;
info.si_errno = 0;
info.si_code = inf->code;
info.si_addr = (void __user *)addr;
arm_notify_die("", regs, &info, fsr, 0);
}
处理data abort时，首先根据fsr的值得到产生abort的原因，然后根据此原因从一个全局数组fsr_info中得到处理此种abort的struct fsr_info结构，然后调用结构中的fn函数处理。如果fn函数为空，或者函数返回不为0，则调用arm_notify_die函数。
arm_notify_die
首先看一下比较简单的情形，即fsr_info中fn未定义，此时调用arm_notify_die处理：
void arm_notify_die(const char *str, struct pt_regs *regs,
struct siginfo *info, unsigned long err, unsigned long trap)
{
if (user_mode(regs)) {
// 。。。
force_sig_info(info->si_signo, info, current);
} else {
die(str, regs, err);
}
}
该函数首先使用user_mode判断abort时是属于用户模式还是内核模式，判断方法是看cpsr寄存器中的模式位。按照arm的定义，模式位为0代表用户模式。
l 如果是用户模式，那么强制发送一个信号给导致abort的任务（注意这里的任务可能是一个线程）。具体哪个信号被发送由struct fsr_info结构体中定义的值决定，一般来说，是一个能使进程停止的信号，比如SIGSEGV等等（SIGSEGV之类的信号即使被发给一个线程，也会停止整个进程，具体可看get_signal_to_deliver函数）。
l 如果是内核模式，那么调用die函数，这是kernel处理OOPS的标准函数。
fsr_info
fsr_info数组定义在fault.c中，对于每一种可能导致data abort的原因，都有一个fsr_info结构与之对应。
static struct fsr_info fsr_info[] = {
{ do_bad, SIGSEGV, 0, "vector exception" },
// 。。。
{ do_translation_fault, SIGSEGV, SEGV_MAPERR, "section translation fault"},
{ do_bad, SIGBUS, 0, "external abort on linefetch"},
{ do_page_fault, SIGSEGV, SEGV_MAPERR, "page translation fault" },
{ do_bad, SIGBUS, 0, "external abort on non-linefetch" },
{ do_bad, SIGSEGV, SEGV_ACCERR,"section domain fault" },
{ do_bad, SIGBUS, 0, "external abort on non-linefetch" },
{ do_bad, SIGSEGV, SEGV_ACCERR,"page domain fault" },
{ do_bad, SIGBUS, 0, "external abort on translation" },
{ do_sect_fault, SIGSEGV, SEGV_ACCERR, "section permission fault" },
{ do_bad, SIGBUS, 0, "external abort on translation" },
{ do_page_fault, SIGSEGV, SEGV_ACCERR, "page permission fault" },
{ do_bad, SIGBUS, 0, "unknown 16" },
// 。。。
{ do_bad, SIGBUS, 0, "unknown 30" },
{ do_bad, SIGBUS, 0, "unknown 31" }
};
fsr_info对大多数abort都调用do_bad函数处理，do_bad函数简单返回1，这样就可以继续执行上面提到的arm_notify_die。
fsr_info对以下四种特殊abort将作单独处理：
l "section translation fault" do_translation_fault
段转换错误，即找不到二级页表
l "page translation fault" do_page_fault
页表错误，即线性地址无效，没有对应的物理地址
l "section permission fault" do_sect_fault
段权限错误，即二级页表权限错误
l "page permission fault" do_page_fault
页权限错误
段权限错误 do_sect_fault
do_sect_fault函数直接调用do_bad_area作处理，并返回0，所以不会再经过arm_notify_die。do_bad_area中，判断是否属于用户模式。如果是用户模式，调用__do_user_fault函数；否则调用__do_kernel_fault函数。
void do_bad_area(unsigned long addr, unsigned int fsr, struct pt_regs *regs)
if (user_mode(regs))
__do_user_fault(tsk, addr, fsr, SIGSEGV, SEGV_MAPERR, regs);
else
__do_kernel_fault(mm, addr, fsr, regs);
__do_user_fault中，会发送信号给当前线程。
__do_kernel_fault则比较复杂：
l 调用fixup_exception进行修复操作，fixup的具体细节可在内核文档exception.txt中找到，它可用于处理get_user之类函数传入的地址参数无效的情况。
l 如果不能修复，调用die函数处理oops。
l 如果没有进程上下文，内核会在上一步的oops中panic。所以到这里肯定有一个进程与之关联，于是调用do_exit(SIGKILL)函数退出进程，SIGKILL会被设置在task_struct的exit_code域。
段表错误 do_translation_fault
do_translation_fault函数中，会首先判断引起abort的地址是否处于用户空间。
l 如果是用户空间地址，调用do_page_fault，转入和页表错误、页权限错误同样的处理流程。
l 如果是内核空间地址，会判断该地址对应的二级页表指针是否在init_mm中。如果在init_mm里面，那么复制该二级页表指针到当前进程的一级页表；否则，调用do_bad_area处理（可能会调用到fixup）。
对段表错误的处理逻辑的个人理解如下（不保证完全准确）：
Linux产生段表错误，除了fixup之外还有两种原因：一个是用户空间映射的线性地址出现异常，另一个是内核中调用vmalloc分配的线性地址出现异常。对用户空间地址的异常处理很容易理解。对于内核地址，从vmalloc的实现代码中可以看到，它分配的线性空间的映射关系都会保存到全局变量init_mm中，所以，任何vmalloc生成的线性空间的二级页表都应该在init_mm中找到。（init_mm是内核的mm_struct，管理整个内核的内存映射）。
从这里也可以看出，对vmalloc的地址访问可能会产生两次异常：第一次是段表错误，生成二级页表；第二次是页表错误，分配真正的物理页面到线性空间。
关于init_mm的细节可以参考http://my.chinaunix.net/space.php?uid=25471613&do=blog&id=323374，大概意思是内核页表改变时只改变init进程的内核页表init_mm，其它进程通过缺页异常从init_mm更新自己维护的内核页表。
页表错误 do_page_fault
页权限错误 do_page_fault
do_page_fault完成了真正的物理页面分配工作，另外栈扩展、mmap的支持等也都在这里。对于物理页面的分配，会调用到do_anonymous_page->。。。-> __rmqueue，__rmqueue中实现了物理页面分配的伙伴算法。
如果当前没有足够物理页面供内存分配，即分配失败：
l 内核模式下的abort会调用__do_kernel_fault，这与段权限错误中的处理一样。
l 用户模式下，会调用do_group_exit退出该任务所属的进程。
用户程序申请内存空间时，如果库函数本身的内存池不能满足分配，会调用brk系统调用向系统申请扩大堆空间。但此时扩大的只是线性空间，直到真正使用到那块线性空间时，系统才会通过data abort分配物理页面。用户空间的malloc函数返回不为NULL只能说明得到了线性空间的资源，但物理内存可能并没有映射上去，所以真正物理内存分配失败时，进程还是会以资源不足为由，直接退出。