ARM64 中断处理：CPU 收到 IRQ 的瞬间硬件自动做了什么？

中断管理系列

你写了个中断处理函数，注册到内核里。外设触发中断，GIC 把信号送给 CPU。然后你的函数就被调用了。中间发生了什么？

从 CPU 收到 IRQ 信号，到 C 语言函数第一行代码执行之间，硬件和汇编联手完成了一整套「现场保护 + 状态切换」。这套机制你看不见，但每一条中断都走一遍。

中断处理的第一行代码不是你写的，是硬件写的。

01 ARM64 的异常等级

ARM64 有四个异常等级（Exception Level），从低到高是 EL0、EL1、EL2、EL3。

• EL0——用户态，应用程序跑在这里，权限最低
• EL1——内核态，操作系统内核跑在这里，能访问所有硬件资源
• EL2——虚拟化层，Hypervisor 跑在这里，管理虚拟机
• EL3——安全监控层，TrustZone 安全世界切换的入口，权限最高

中断属于异步异常。IRQ 和 FIQ 都是异步的——它们随时可能来，和当前执行的指令没有关系。

当 CPU 在 EL0 跑用户程序时收到 IRQ，硬件会自动切到 EL1，然后跳转到内核指定的异常向量入口。

异常等级只能升不能降。

低等级收到异常，跳到高等级处理。处理完用 eret 指令返回原等级。硬件保证你在用户态不能直接跳到内核代码里执行——除非通过异常入口。

02 硬件自动做的五件事

IRQ 信号到达 CPU 的那一瞬间，硬件自动完成五件事。不需要一条指令，纯硬件行为。

序	动作	存到哪
1	保存当前 PSTATE 状态	SPSR_EL1 寄存器
2	保存返回地址	ELR_EL1 寄存器（下一条指令地址）
3	PSTATE.DAIF 全部置 1	自动关 Debug / SError / IRQ / FIQ
4	切换异常等级 + 换栈	切到 EL1，使用 EL1 的栈指针
5	跳转到异常向量表	VBAR_EL1 + 对应偏移地址

第三件事最容易被忽略——硬件自动把 PSTATE 的 D、A、I、F 四位全部置 1。这意味着中断一进来，IRQ 和 FIQ 就已经被关掉了。

不需要软件手动关中断。硬件在跳转到异常向量之前就已经关了。

很多人以为中断处理函数开头需要自己关中断。

不用。硬件已经关了。你在中断处理入口处看到的那些 enable_da_f 之类的指令，是开 D（调试异常）、A（SError）、F（FIQ），I（IRQ）位仍然保持关闭——IRQ 还是关着的。

03 异常向量表

VBAR_EL1 是异常向量表基地址寄存器。内核启动时把向量表的地址写进这个寄存器。

向量表里每一项占 128 字节（用 .align 7 对齐），正好能放几条跳转指令。总共 16 个入口，分成四组。

组别	Sync	IRQ	FIQ	Error
EL1t（EL1 用 EL0 栈）	+0x000	+0x080	+0x100	+0x180
EL1h（EL1 用 EL1 栈）	+0x200	+0x280	+0x300	+0x380
EL0 64 位	+0x400	+0x480	+0x500	+0x580
EL0 32 位	+0x600	+0x680	+0x700	+0x780

内核态（EL1）触发的 IRQ，走的是 EL1h IRQ 入口，偏移量 0x280。

用户态（EL0）触发的 IRQ，走的是 EL0 64 位 IRQ 入口，偏移量 0x480。

为什么分 EL1t 和 EL1h？t 代表 SP_EL0（用 EL0 的栈指针），h 代表 SP_ELx（用当前 EL 的栈指针）。Linux 内核在 EL1 始终用 SP_EL1，所以只关心 EL1h 那一组。

04 el1_irq 汇编流程

从向量表入口跳到 el1_irq 标签后，汇编代码按以下顺序执行：

1. kernel_entry——把所有通用寄存器压栈保存
2. enable_da_f——打开 D、A、F 位（IRQ 仍关）
3. irq_handler——调用 C 语言层面的中断处理函数
4. el1_preempt——如果支持内核抢占，检查是否需要调度
5. kernel_exit——恢复所有寄存器，执行 eret 返回

enable_da_f 不是开中断。

它只开 D（调试异常屏蔽）、A（SError 异步异常屏蔽）、F（FIQ 屏蔽）这三位。I 位（IRQ 屏蔽）保持为 1，也就是 IRQ 仍然关闭。整个硬中断处理期间，本地 CPU 的 IRQ 都是关着的。

05 pt_regs 栈框结构

kernel_entry 把寄存器全部压到内核栈上，形成一个 pt_regs 结构体。栈从高地址向低地址增长。

这个栈框里存了中断发生时的完整 CPU 状态，C 代码里能通过指针直接读。

字段	来源	说明
x0 ~ x30	通用寄存器	共 31 个，全部压栈
sp	栈指针	中断前的栈地址
pc	ELR_EL1	中断返回地址（下一条指令）
pstate	SPSR_EL1	中断前的程序状态
orig_x0	x0 原始值	系统调用时保存，中断里也保留
syscallno	系统调用号	中断路径上通常为 -1

pt_regs 是中断上下文和进程上下文的桥梁。Oops、信号投递、系统调用返回值，都靠修改栈框里的值来完成。

06 保存与恢复

kernel_entry 做两件事：

1. 把 x0 到 x30 全部 stp 压栈。
2. 从 ELR_EL1 和 SPSR_EL1 读出返回地址和状态，也存进栈框。

kernel_exit 做对应的逆操作：

1. 从栈框里取出返回地址和状态，写回 ELR_EL1 和 SPSR_EL1。
2. 把 x0 到 x30 从栈里 ldp 恢复。
3. 最后执行 eret 指令——硬件把 SPSR_EL1 写回 PSTATE，跳到 ELR_EL1 指向的地址，同时切回原异常等级。

eret 不是普通的 ret。

普通 ret 只改 PC。eret 同时恢复 PC、PSTATE 和异常等级。三件事一起做，原子完成。中间不可能被打断。

07 三个常见坑

坑 1：以为中断能嵌套

IRQ 一进来硬件就关了本地中断。同一个 CPU 上，硬中断处理函数执行期间不会再响应新的 IRQ。只有在中断处理中显式调用 local_irq_enable 打开中断，才可能发生嵌套。Linux 默认不这么做。

坑 2：在中断处理里改了 PSTATE 却没恢复

中断返回时 kernel_exit 从栈里的 pt_regs 恢复 pstate。如果你在 C 代码里直接改了 PSTATE 寄存器（比如用 msr 指令），返回时会被栈里的值覆盖掉。想改中断返回后的状态，要改 pt_regs 里的 pstate 字段，不是改当前 PSTATE 寄存器。

坑 3：中断栈溢出

ARM64 有四个异常等级（Exception Level），但内核栈通常只有 16KB 或 32KB。中断来了，pt_regs 要占一大块，再加中断处理函数的栈帧，如果嵌套调用深了很容易溢出。所以中断处理里别开大数组，别搞深度递归。重活丢给软中断或工作队列。

本篇小结

阶段	谁做的	核心动作
中断到达	硬件	存 SPSR/ELR、关 DAIF、切 EL1 + EL1 栈、跳 VBAR_EL1+偏移
入口汇编	kernel_entry	x0-x30 + ELR + SPSR 全部压栈，形成 pt_regs
开部分异常	enable_da_f	开 D/A/F，IRQ 仍关
C 层处理	irq_handler	调用 gic_handle_irq，走 irq_desc → action 链
返回	kernel_exit + eret	恢复寄存器，写回 ELR/SPSR，eret 原子返回

硬件做的事永远比你以为的多。你写的中断处理函数，只是整条链路上最后一环。更多底层系统知识，欢迎到 云栈社区 一起交流。