data abort是ARM体系定义的异常之一。异常发生时，ARM会自动跳转到异常向量表中，通过向量表中的跳转命令跳转到相应的异常处理中去。
ARM的异常处理向量表在entry-armv.S文件中：
.globl __vectors_start
__vectors_start:
swi SYS_ERROR0
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
对于data abort，对应的跳转地址是vector_dabt + stubs_offset。这个地址的指令定义也在entry-armv.S：
vector_stub dabt, ABT_MODE, 8
.long __dabt_usr @ 0 (USR_26 / USR_32)
.long __dabt_invalid @ 1 (FIQ_26 / FIQ_32)
.long __dabt_invalid @ 2 (IRQ_26 / IRQ_32)
.long __dabt_svc @ 3 (SVC_26 / SVC_32)
.long __dabt_invalid @ 4
.long __dabt_invalid @ 5
.long __dabt_invalid @ 6
.long __dabt_invalid @ 7
.long __dabt_invalid @ 8
.long __dabt_invalid @ 9
.long __dabt_invalid @ a
.long __dabt_invalid @ b
.long __dabt_invalid @ c
.long __dabt_invalid @ d
.long __dabt_invalid @ e
.long __dabt_invalid @ f
vector_stub是一个宏定义：
.macro vector_stub, name, mode, correction=0
.align 5
vector_\name:
.if \correction
sub lr, lr, #\correction
.endif
@
@ Save r0, lr_
@ (parent CPSR)
@
stmia sp, {r0, lr} @ save r0, lr
mrs lr, spsr @ 保存跳转之前的CPSR到lr寄存器
str lr, [sp, #8] @ save spsr
@
@ Prepare for SVC32 mode. IRQs remain disabled.
@
mrs r0, cpsr
eor r0, r0, #(\mode ^ SVC_MODE)
msr spsr_cxsf, r0 @ 准备进入svc模式
@
@ the branch table must immediately follow this code
@
and lr, lr, #0x0f @ 得到跳转前所处的模式（usr、svr等）
mov r0, sp
ldr lr, [pc, lr, lsl #2] @ 根据模式跳转到相应的data abort指令，并进入svc模式
movs pc, lr @ branch to handler in SVC mode
ENDPROC(vector_\name)
.endm
由代码中红色标注部分可看出，对于同一个异常，根据进入异常之前所处的模式，会跳转到不同的指令分支，这些指令分支紧跟在vector_stub宏定义的后面。如果进入data abort之前处于usr模式，那么跳转到__dabt_usr；如果处于svc模式，那么跳转到__dabt_svc；否则跳转到__dabt_invalid。
实际上，进入异常向量前Linux只能处于usr或者svc两种模式之一。这时因为irq等异常在跳转表中都要经过vector_stub宏，而不管之前是哪种状态，这个宏都会将CPU状态改为svc模式。
usr模式即Linux中的用户态模式，svc即内核模式。
下面看一下在不同模式下进入data abort时的处理过程。
svc模式进入data abortsvc模式进入data abort，也就是Linux的内核模式进入data aboart时，会跳转到__dabt_svc。
__dabt_svc:
svc_entry @ 保护寄存器现场
mrs r9, cpsr
tst r3, #PSR_I_BIT @ 检查是否要开中断
biceq r9, r9, #PSR_I_BIT
bl CPU_DABORT_HANDLER @ 处理异常之前的准备工作
msr cpsr_c, r9
mov r2, sp
bl do_DataAbort @ 主要操作都在这里，本文暂不研究
disable_irq
ldr r0, [sp, #S_PSR]
msr spsr_cxsf, r0
ldmia sp, {r0 - pc}^ @ load r0 - pc, cpsr
ENDPROC(__dabt_svc)
CPU_DABORT_HANDLER的定义在glue.h：
#define CPU_DABORT_HANDLER v6_early_abort
对于s3c6410，v6_early_abort的定义在abort-ev6.S中，里面涉及到很多ARM的细节操作，但对我们来说，只需要了解下面这两句即可：
mrc p15, 0, r1, c5, c0, 0 @ get FSR
mrc p15, 0, r0, c6, c0, 0 @ get FAR
这两句用于读取协处理器CP15的C5、C6寄存器。当data abort异常发生时，C5寄存器中保存的值指明了是哪种原因导致的异常，具体原因可在介绍arm的资料中找到。C6寄存器中保存的是导致data abort的存储地址。
usr模式进入data abortusr模式进入data abort，也就是Linux的用户模式进入data bort时，会跳转到__dabt_usr。
__dabt_usr:
usr_entry @ 保护寄存器现场
kuser_cmpxchg_check
bl CPU_DABORT_HANDLER @ 与svc模式时处理过程一样
enable_irq @ 开中断
mov r2, sp
adr lr, ret_from_exception @ 重设返回地址
b do_DataAbort @ 与svc模式时处理过程一样
ENDPROC(__dabt_usr)
由代码可知，用户模式和内核模式的data abort处理过程类似，区别在于：
l 用户模式下data abort处理一定是开中断的；内核模式下则由具体情况决定。
l 用户模式下异常处理返回地址被设为ret_from_exception (entry-armv.S文件)；内核模式下则返回到出现异常的那条语句。
下面看一下ret_from_exception：
ENTRY(ret_from_exception)
get_thread_info tsk
mov why, #0
b ret_to_user
ENDPROC(__pabt_usr)
ret_to_user会判断是否需要进行进程调度，并最终返回到用户空间。用户空间data abort时可能产生进程调度的原因就在这里。
未定义状态的data abort除了usr和svc模式之外，其它模式下发生data abort时，都会调用__dabt_invalid函数。这里所说的其它模式在linux正常运行过程中是不应该存在的，所以如果进入__dabt_invalid函数，那就代表Linux内核应该崩溃了。
__dabt_invalid:
inv_entry BAD_DATA
b common_invalid
ENDPROC(__dabt_invalid)
inv_entry宏做的主要工作是保存寄存器现场（压栈）。
common_invalid做一些必要的设置，最终调用C函数bad_mode (traps.c)。
asmlinkage void bad_mode(struct pt_regs *regs, int reason)
{
console_verbose();
printk(KERN_CRIT "Bad mode in %s handler detected\n", handler[reason]);
die("Oops - bad mode", regs, 0);
local_irq_disable();
panic("bad mode");
}
由代码可知，bad_mode主要是输出一些必要的信息，然后调用panic函数，进入死循环。
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_DataAbortasmlinkage 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) // 异常发生时的寄存器值列表
{
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。
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。所以，malloc返回不为NULL只能说明得到了线性空间的资源，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。