上文说到data abort的正常处理进程中，终究会调用do_DataAbort函数，下面剖析一下该函数的处理进程。
do_DataAbort
asmlinkage void __exception do_DataAbort(
unsigned long addr,//导致反常的内存地址
unsigned int fsr,//反常发生时CP15中的寄存器值，见前文
struct pt_regs *regs)//反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，首要依据fsr的值得到发生abort的原因，然后依据此原因从一个大局数组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。假如fn函数为空，或许函数回来不为0，则调用arm_notify_die函数。
arm_notify_die
首要看一下比较简略的景象，即fsr_info中fn未界说，此刻调用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);
}
}
该函数首要运用user_mode判别abort时是归于用户形式仍是内核形式，判别办法是看cpsr寄存器中的形式位。依照arm的界说，形式位为0代表用户形式。
l假如是用户形式，那么强制发送一个信号给导致abort的使命（留意这儿的使命或许是一个线程）。详细哪个信号被发送由struct fsr_info结构体中界说的值决议，一般来说，是一个能使进程中止的信号，比方SIGSEGV等等（SIGSEGV之类的信号即便被发给一个线程，也会中止整个进程，详细可看get_signal_to_deliver函数）。
l假如是内核形式，那么调用die函数，这是kernel处理OOPS的规范函数。
fsr_info
fsr_info数组界说在fault.c中，关于每一种或许导致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函数简略回来1，这样就能够持续履行上面说到的arm_notify_die。
fsr_info对以下四种特别abort将作独自处理：
l”section translation fault”do_translation_fault
段转化过错，即找不到二级页表
l”page translation fault”do_page_fault
页表过错，即线性地址无效，没有对应的物理地址
l”section permission fault”do_sect_fault
段权限过错，即二级页表权限过错
l”page permission fault”do_page_fault
页权限过错
段权限过错do_sect_fault
do_sect_fault函数直接调用do_bad_area作处理，并回来0，所以不会再经过arm_notify_die。do_bad_area中，判别是否归于用户形式。假如是用户形式，调用__do_user_fault函数；不然调用__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，会发送信号给当时线程。
__do_kernel_fault则比较复杂：
l调用fixup_exception进行修正操作，fixup的详细细节可在内核文档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状况。
l假如不能修正，调用die函数处理oops。
l假如没有进程上下文，内核会在上一步的oops中panic。所以到这儿必定有一个进程与之相关，所以调用do_exit(SIGKILL)函数退出进程，SIGKILL会被设置在task_struct的exit_code域。
段表过错do_translation_fault
do_translation_fault函数中，会首要判别引起abort的地址是否处于用户空间。
l假如是用户空间地址，调用do_page_fault，转入和页表过错、页权限过错相同的处理流程。
l假如是内核空间地址，会判别该地址对应的二级页表指针是否在init_mm中。假如在init_mm里边，那么该二级页表指针到当时进程的一级页表；不然，调用do_bad_area处理（或许会调用到fixup）。
对段表过错的处理逻辑的个人了解如下（不确保彻底精确）：
Linux发生段表过错，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反常，另一个是内核中调用vmalloc分配的线性地址出现反常。对用户空间地址的反常处理很简单了解。关于内核地址，从vmalloc的完成代码中能够看到，它分配的线性空间的映射联系都会保存到大局变量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，办理整个内核的内存映射）。
从这儿也能够看出，对vmalloc的地址拜访或许会发生两次反常：第一次是段表过错，生成二级页表；第2次是页表过错，分配真实的物理页面到线性空间。
关于init_mm的细节能够参阅http://my.chinaunix.net/space.php?uid=25471613&do=blog&id=323374，大约意思是内核页表改动时只改动init进程的内核页表init_mm，其它进程经过缺页反常从init_mm更新自己保护的内核页表。
页表过错do_page_fault
页权限过错do_page_fault
do_page_fault完成了真实的物理页面分配工作，别的栈扩展、mmap的支撑等也都在这儿。关于物理页面的分配，会调用到do_anonymous_page->。。。-> __rmqueue，__rmqueue中完成了物理页面分配的同伴算法。
假如当时没有满意物理页面供内存分配，即分配失利：
l内核形式下的abort会调用__do_kernel_fault，这与段权限过错中的处理相同。
l用户形式下，会调用do_group_exit退出该使命所属的进程。
用户程序请求内存空间时，假如库函数自身的内存池不能满意分配，会调用brk体系调用向体系请求扩展堆空间。但此刻扩展的仅仅线性空间，直到真实运用到那块线性空间时，体系才会经过data abort分配物理页面。用户空间的malloc函数回来不为NULL只能阐明得到了线性空间的资源，但物理内存或许并没有映射上去，所以真实物理内存分配失利时，进程仍是会以资源缺乏为由，直接退出。
