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本文大部分内容摘自“100ask imx6ull”开发板的配套资料（如《IMX6ULL裸机开发完全手册》等等），侵删。进行了精髓提取，方便日后查阅。过于基础的内容不会在此提及。如有错误恭谢指出！
注：在 Github 上的原版文章日后可能会更新，但这里不会跟进。文章的 Gitee 仓库地址，Gitee 访问更流畅。
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100ASK IMX6ULL Flashing Tool 工具使用
p.s 汇编基本指令和 ARM 的汇编启动代码看 “ARM异常处理 及其模板” 文件夹里的 startup.s 文件。
运行模式
Cortex-A7架构的运行模式有9种。运行模式可以通过软件进行任意切换，也可以通过中断或者异常来进行切换。大多数的程序都运行在用户模式，用户模式下是不能访问系统所有资源的，有些资源是受限的，要想访问这些受限的资源就必须进行模式切换。但是用户模式是不能直接进行切换的，用户模式下需要借助异常来完成模式切换，当要切换模式的时候，应用程序可以产生异常，在异常的处理过程中完成处理器模式切换。
| 模式 | 描述 |
|---|---|
| User | 用户模式，非特权模式，大部分程序运行的时候就处于此模式 |
| Sys(System) | 系统模式，用于运行特权级的操作系统任务 |
| FIQ | 快速中断模式，进入 FIQ 中断异常 |
| IRQ | 一般中断模式 |
| ABT(Abort) | 数据访问终止模式，用于虚拟存储以及存储保护 |
| SVC(Supervisor) | 超级管理员模式，供操作系统使用 |
| UND(Undef) | 未定义指令终止模式 |
| MON(Monitor) | 用于安全扩展模式 |
| Hyp | 用于虚拟化扩展 |
几点说明：
板子上电时，CPU处于SVC模式，它用的是SVC模式下的寄存器。
程序运行时发生了中断，CPU进入IRQ模式，它用的IRQ模式下的寄存器。
CPU发生某种异常时，比如读取内存出错，它会进入ABT模式，使用ABT模式下的寄存器来处理错误。
每一种模式对应使用的寄存器
几点说明：
如果某个程序处于 FIQ 模式下访问寄存器 R13(SP)，那它实际访问的是寄存器 SP_fiq。
如果某个程序处于 SVC 模式下访问寄存器 R13(SP)，那它实际访问的是寄存器 SP_svc。
除了 FIQ 模式，寄存器 R0~R12 都是通用的，即模式之间切换前这些寄存器的值应该保存。
假如某个ARM处理器是三级流水线：取指->译码->执行，循环执行，那么程序计数器 R15(PC) = 当前执行指令地址 + 4 * 2 个字节。
未定义指令异常的个别用法：在某些系统中，代码可能包含用于协处理器（例如VFP协处理器）的指令，但是系统中不存在相应的VFP硬件。另外，VFP硬件有可能无法处理特定指令，而是想调用软件来对其进行模拟。或者，可能会禁用VFP硬件，采用异常处理，以便可以启用它，然后重新执行指令。使用未定义的指令，可以实现一些仿真器（软件模拟硬件的实现）。比如在你的芯片中，它并未支持某条硬件除法指令，但是你还可以在代码中使用它。当CPU执行这条指令时会发生异常，在异常处理函数中，你用软件来实现该指令的功能。对于不是特别设置的未定义指令，在异常处理函数中不能处理它时，通常做法是记录适当的调试信息，并关掉（kill）对应的应用程序。在某些情况下，未定义指令异常的另一个用途是实现用户断点：调试器（如gdb）去修改代码，替换断点位置的指令为一条未定义指令。
SVC异常的个别用法：软中断 swi 指令可以触发此异常，获得 SVC 权限。在Linux中对文件的open/read/write等APP层的系统函数，它的本质都是执行SVC指令，从而进入Linux内核中预设的SVC异常处理函数，在内核里操作文件。可以使用寄存器或者操作码中某个字段将参数传递给SVC处理程序。
程序状态寄存器 cpsr
所有运行模式都共用一个 CPSR 物理存在的寄存器叫 程序状态寄存器，CPSR 可以在任何模式下被访问。当特定异常中断发生时，备份程序状态寄存器 SPSR 用来保存 CPSR 的值，当异常退出以后可以用 SPSR 中保存的值来恢复 CPSR。
各个位的说明：
N(bit31)：当两个有符号整数(补码表示)运算时，结果用N表示，N=1/0 表示 负数/正数。
Z(bit30)：对于 CMP 指令，Z=1 表示进行比较的两个数大小相等。
C(bit29)：
在加法指令中，当结果产生了进位，则C=1，表示无符号数运算发生上溢，其它情况下 C=0；
在减法指令中，当运算中发生借位，则C=0，表示无符号数运算发生下溢，其它情况下 C=1；
对于包含移位操作的非加/减法运算指令，C 中包含最后一次溢出的位的数值；
对于其它非加/减运算指令，C 位的值通常不受影响。
V(bit28)：对于加/减法运算指令，当操作数和运算结果表示为二进制的补码表示的带符号数时，V=1 表示符号位溢出，通常其他位不影响 V 位。
Q(bit27)：仅 ARM v5TE_J 架构支持，表示饱和状态，Q=1/0 表示累积饱和/累积不饱和。
IT[1:0] (bit26:25) 和 IT[7:2] (bit15:bit10)一起组成 IT[7:0]，作为 IF-THEN 指令执行状态。
J(bit24) 和 T(bit5)：控制指令执行状态，表明本指令是ARM指令还是Thumb指令。{J,T} = b00 为 ARM；= b01 为 Thumb；= b11 为 ThumbEE；= b10 为 Jazelle。
GE[3:0] (bit19:16)：SIMD（单指令多数据，处理器为提升并行操作的一种功能） 指令有效，大于或等于。
E(bit9)：大小端控制位，E=1/0 表示大/小端模式。
A(bit8)：禁止异步中断位，A=1 表示禁止异步中断。
I(bit7)：I=1/0 代表 禁止/使能 IRQ。
F(bit6)：F=1/0 代表 禁止/使能 FIQ。
M[4:0]：运行模式控制位，如表
| M[4:0] | 运行模式 |
|---|---|
| 10000 | User 模式 |
| 10001 | FIQ 模式 |
| 10010 | IRQ 模式 |
| 10011 | Supervisor(SVC)模式 |
| 10110 | Monitor(MON)模式 |
| 10111 | Abort(ABT)模式 |
| 11010 | Hyp(HYP)模式 |
| 11011 | Undef(UND)模式 |
| 11111 | System(SYS)模式 |
在用户模式下，无法改变处理器模式的M位[4：0]来切换模式和A，I和F位来使能或者禁止异步中止、IRQ和FIQ。
大端模式（Big-endian），是指数据的高字节保存在内存的低地址中，而数据的低字节保存在内存的高地址中。
小端模式（Little-endian），是指数据的高字节保存在内存的高地址中，而数据的低字节保存在内存的低地址中。
在 C 程序和 ARM 汇编程序之间相互调用时必须遵守 ATPCS 规则，其是基于 ARM 指令集和 THUMB 指令集过程调用的规范，规定了调用函数如何传递参数，被调用函数如何获取参数，以何种方式传递函数返回值。
寄存器 R0~R15 在 ATPCS 规则的使用
在函数中，通过寄存器 R0~R3 来传递参数，被调用的函数在返回前无需恢复寄存器 R0~R3 的内容。
在函数中，通过寄存器 R4~R11 来保存局部变量。
寄存器 R12 用作函数间 scratch 寄存器。
寄存器 R13 用作栈指针，记作 SP ，在函数中寄存器 R13 不能用做其他用途，寄存器 SP 在进入函数时的值和退出函数时的值必须相等。
寄存器 R14 用作链接寄存器，记作 LR ，它用于保存函数的返回地址，如果在函数中保存了返回地址，则 R14 可用作其它的用途。
寄存器 R15 是程序计数器，记作 PC ，它不能用作其他用途。
汇编程序向 C 程序函数传递参数
当参数小于等于 4 个时，使用寄存器 R0~R3 来进行参数传递。
当参数大于 4 个时，前四个参数按照上面方法传递，剩余参数传送到栈中，入栈的顺序与参数顺序相反，即最后一个参数先入栈。
C 程序函数返回结果给汇编程序
结果为一个 32 位的整数时，通过寄存器 R0 返回。
结果为一个 64 位整数时，通过 R0 和 R1 返回，依此类推。
结果为一个浮点数时，通过浮点运算部件的寄存器 f0，d0 或 s0 返回。
结果为一个复合的浮点数时，通过寄存器 f0-fN 或者 d0~dN 返回。
对于位数更多的结果，通过调用内存来传递。
当 C 程序从一个函数跳转到另一个函数时，会先把源函数的 CPU 的寄存器和函数内的局部变量都入栈，当跳回时再出栈，这一过程的汇编代码是当 C 程序编译成汇编时被编译器自动添加。
这里是处理器启动流程等的介绍，属于科普环节，有个印象，会加深对于处理器如何运行的理解，非必要记住，而是为以后的操作说明每一个步骤都在做什么事情。此部分理解为主。
先说原理，看 imx6ull 芯片手册可知，芯片上电时内部的 boot ROM 固化的程序会通过外部引脚确定启动方式（USB\NAND\EMMC\SD等），将应用的二进制数据（app.bin）从存储区（NAND\EMMC\SD等）搬运到内存区（DDR2\3等），然后跳转到内存区的程序处开始执行程序。这个过程是这个芯片自动完成的，但是需要根据规定合成烧录到存储区的映像文件， 在编译得到应用的二进制文件 app.bin（这个就是比如 裸机应用固件 或 Linux 固件等）之后，再用 mkimage 工具（gcc-arm-linux-gnueabihf-6.2.1 编译器自带的）根据 imximage.cfg.cfgtmp 这个文件的信息，合成头部信息，再与 app.bin 组合生成 .imx 文件， .imx 的头部再添加 1KB 的数据（可以全为0，也可包含分区表等数据） 组合生成 .img 文件，具体如下：
.imx 文件 = 头部信息（ IVT + Boot data + DCD） + app.bin -> 用于在烧写工具中烧写到 EMMC 中，烧写工具会自动将其烧写到 1KB 偏移处。
.img 文件 = 1k.bin + .imx 文件 = 1k.bin + 头部信息（ IVT + Boot data + DCD） + app.bin -> 用于在烧写工具中烧写到 SD 中，烧写工具会将其烧写到 0 位置处（对与 SD 的烧写，此工具不会自动加 1KB 偏移...）。
头部信息包含了指示 boot ROM 程序要把 app.bin 数据搬运到内存的何处，其大小，以及包含了配置 DDR 的寄存器、引脚等数据等待，具体如下：
IVT：Image vector table，含 header（含 tag、length、version，这 3 项，length 表示 IVT 的大小）、entry（指示 app.bin 在内存中的位置，即程序数据被复制到内存哪里）、dcd（指示 DCD 数据 在内存中的位置）、boot_data（指示 Boot data 在内存中的位置）、self（指示 IVT 在内存中的位置）等，共占 32*8bit 大小，entry 为 app.bin 要在内存中的目的地址。
Boot data：start（映像文件在内存中的地址，为 IVT 在内存中的绝对地址减去 1024 偏移）、length（整个映像文件的长度，含 1k.bin）、plugin，共占 32*3bit 大小。
DCD：配 imx6ull 芯片的寄存器，如 DDR 的配置等，可自定，复杂，mkimage 根据 imximage.cfg.cfgtmp 这个文件的信息合成。
其中，entry（指示 app.bin 在内存中的位置，即程序数据被复制到内存哪里）的地址在 Makefile 中调用 mkimage 工具时是可以指定的，在"重定位"章节会细说。
具体分布：
头部数据和偏移区使用 mkimage 工具生成，官方都会提供的。
最前面的灰色部分就是偏移数据区，对于EMMC/SD存储区设备是 1KB，对于 NAND 是256B，具体看手册。
最终生成的 .img 文件结构：
imx6ull 上电启动过程分析：
boot Rom 会把 EMMC 或 SD 卡的前 4K 数据（涵盖了头部信息（ IVT + Boot data + DCD）这些等）读入到芯片内部 RAM 运行。
boot Rom 根据 DCD 进行初始化 DDR。
boot Rom 根据 IVT，从 EMMC 或 SD 卡中将 app.bin 读到 DDR 的 0x80100000 地址（IVT 的 entry，如上图所示）。
跳转到 DDR 的 0x80100000 地址执行，即 CPU 开始从内存 0x80100000 地址开始执行机器码。
以上步骤执行完之后的 DDR 内存图示：（这是反汇编 应用固件 产生的 机器码-汇编码 相互对应的内容）
各段数据重排序
每一个汇编成机器码的 .o 文件都会分为这几个数据段：
代码段(.text)：存放代码指令；
只读数据段(.rodata)：存放有初始值并且 const 修饰的全局类变量；
数据段(.data)：存放有初始值的全局类变量（有非零初始值的变量，如 char A = 'A';）；
零初始化段(.bss)：存放没有初始值或初始值为0的全局类变量（如 int g_intA = 0;int g_intB;，这些存放在 .bss 段）；
注释段(.comment)：存放注释。
在 Makefile 文件中，在链接步骤，通过 LD 工具，把各个 .o 文件的各个数据段，按照 imx6ull.lds 定义的顺序安放，即各段数据重排序，最后合成一个二进制文件 app.bin，其中的代码段(.text)、只读数据段(.rodata)和数据段(.data)等都来自于前面各个 .o 文件，每个段 的顺序按照 imx6ull.lds 安放。
链接脚本 imx6ull.lds 解析（一体式链接脚本格式）：
SECTIONS {
. = 0x80100000; //设定链接地址为0x80100000
. = ALIGN(4); //将当前地址以4字节为标准对齐
.text : //创建段，其名称为 .text
{ //.text包含的内容为所有链接文件的数据段
*(.text) // *：表示所有文件
}
. = ALIGN(4); //将当前地址以4字节为标准对齐
.rodata : { *(.rodata) } //.rodata存放在.text之后,包含所有链接文件的只读数据段
. = ALIGN(4);
.data : { *(.data) } //.data存放在.rodata之后，包含所有链接文件的只读数据段
. = ALIGN(4);
__bss_start = .; //将当前地址的值存储为变量__bss_start
.bss : { *(.bss) *(.COMMON) } //.bss存放在.data段之后, 包含所有文件的bss段和注释段
__bss_end = .; //将当前地址的值存储为变量__bss_end
}
可见 imx6ull.lds 文件给出 .bss 段的头、尾地址标识：__ bss_start 和 __ bss_end。
启动文件程序
以最简单的裸机点灯程序的启动文件 start.S 为例。仅为示例，过于简单，完整示例可看 下面 “ARM异常处理 & 启动文件的示例” 一节。
.text
.global _start
_start:
/* 设置栈地址 */
ldr sp,=0x80200000
bl main
halt:
b haltMakefile 文件解析
以最简单的裸机点灯程序的 makefile 为例。
PREFIX=arm-linux-gnueabihf-
CC=$(PREFIX)gcc
LD=$(PREFIX)ld
AR=$(PREFIX)ar
OBJCOPY=$(PREFIX)objcopy
OBJDUMP=$(PREFIX)objdump
led.img : start.S led.c main.c
$(CC) -nostdlib -g -c -o start.o start.S # 把启动文件 .s 和各个 .c 文件都汇编为机器码文件 .o
$(CC) -nostdlib -g -c -o led.o led.c
$(CC) -nostdlib -g -c -o main.o main.c
$(LD) -T imx6ull.lds -g start.o led.o main.o -o led.elf # 链接，按照 imx6ull.lds 定义的格式，各段数据重排序，把各个 .o 文件组成 .elf 文件
$(OBJCOPY) -O binary -S led.elf led.bin # .elf 转为 .bin 二进制文件，应用二进制文件
$(OBJDUMP) -D -m arm led.elf > led.dis
mkimage -n ./tools/imximage.cfg.cfgtmp -T imximage -e 0x80100000 -d led.bin led.imx
# 使用 mkimage 生成 头部数据，并与 .bin 组合，产生 .imx 文件
dd if=/dev/zero of=1k.bin bs=1024 count=1 # 创建一个 1KB 的空文件 1k.bin
cat 1k.bin led.imx > led.img # 把 1k.bin 放在 .imx 前头，组合成 .img 文件
clean:
rm -f led.dis led.bin led.elf led.imx led.img *.o
清零 bss 段
在 启动文件 汇编程序中，根据 .bss 段的头、尾地址（__ bss_start、__ bss_end）来对此区域清零，让 C 程序中未定义初始值或零初始值的变量在初始化时都为零值，而非随机值。
附程序：
clean_bss:
ldr r1, =__bss_start @ 将链接脚本变量__bss_start变量保存于r1
ldr r2, =__bss_end @ 将链接脚本变量__bss_end变量保存于r2
mov r3, #0
clean:
strb r3, [r1] @ 将当前地址下的数据清零
add r1, r1, #1 @ 将r1内存储的地址+1
cmp r1, r2 @ 相等：清零操作结束；否则继续执行clean函数清零bss段
bne clean
mov pc, lr并在进入主函数前调用 bl clean_bss /* 清零bss段 */。
数据段再单独重定位
事出有因，想要把 .data 段的数据放到 片内内存中以加快访问速度，参考芯片手册得到片内RAM的地址为：0x900000 ~ 0x91FFFF，共128KB（当然不会很大，也就裸机下的编一编、学一学行，Linux 系统等的大型工程就不适合了），所以我们将 .data 段重定位后的地址设置为0x900000。
第一步：把链接脚本 imx6ull.lds 中的 .data : { *(.data) }换成下面的：
data_load_addr = .;
.data 0x900000 : AT(data_load_addr)
{
data_start = . ; //addr = 0x900000
*(.data)
data_end = . ; //addr = 0x900000 + SIZEOF(.data)
}第二步：在启动文件中，复制 data 段数据到片内内存 data_start
copy_data:
/* 重定位data段 */
ldr r1, =data_load_addr /* data段的加载地址, 从链接脚本中得到, 0x8010xxxx */
ldr r2, =data_start /* data段重定位地址, 从链接脚本中得到, 0x900000 */
ldr r3, =data_end /* data段结束地址, 从链接脚本中得到,0x90xxxx */
cpy:
ldr r4, [r1] /* 从r1读到r4 */
str r4, [r2] /* r4存放到r2 */
add r1, r1, #4 /* r1+1 */
add r2, r2, #4 /* r2+1 */
cmp r2, r3 /* r2 r3比较 */
bne cpy /* 如果不等则继续拷贝 */
mov pc, lr /* 跳转回调用copy_data函数之前的地址 */并在进入主函数前调用 bl copy_data /* 复制 data 段数据到片内内存 data_start */
100ask imx6ull 的 《IMX6ULL裸机开发完全手册》中的 "第13篇 IMX6ULL裸机开发 - 9.4.3 总结:如何在C函数中使用链接脚本变量" 章节讲了如何在 C 程序中调用链接脚本中的表示地址的变量，从而可以在 C 程序中实现 "清零 bss 段"和"数据段搬运到片内内存"，而不用在启动代码里完成这些操作。
100ask imx6ull 的 《IMX6ULL裸机开发完全手册》中的 "第13篇 IMX6ULL裸机开发 - 9.5 重定位全部代码" 章节讲了将全部应用的二进制数据搬到芯片的内部内存（128KB），并在其内运行，并且使用 C 程序实现 bss 段清零。其步骤是：第一步，修改链接脚本，段顶位置加上 . = 0x900000;，并加上头、尾的地址标识字符；第二步，在 C 程序中利用头、尾的地址标识字符将其间的数据搬运到芯片内部内存地址；第三步，修改启动文件汇编程序，跳转到内部内存的应用数据处执行。
修改应用在内存中的存放地址
IVT 中的 entry（指示 app.bin 在内存中的位置，即程序数据被复制到内存哪里）的地址在 Makefile 中调用 mkimage 工具时是可以指定，需要改相关联的几个地方如下：
假设应用的二进制数据（app.bin）原来是要存放在内存的 0x80100000 位置，现在要改为 app_address 处。
Makefile 文件中修改 -e 选项后的地址 mkimage -n ./tools/imximage.cfg.cfgtmp -T imximage -e 0x80100000 -d relocate.bin relocate.imx。
链接脚本 imx6ull.lds 中 SECTIONS { . = 0x80100000;... 此处改为 app_address 。
启动文件 start.S 内，要修改栈地址 sp，ldr sp,=0x80200000 此处根据 app_address 与 0x80100000 的偏移相应修改，对于小的裸机程序，可以至少比 app_address 大 0x00100000。
通过 USB 运行裸机程序（不需要烧写，通过u-boot直接在内存中运行）：
板子设到 USB 启动，在 100ask_imx6ull_flashing_tool 工具中的“专业版”界面，打开 .imx 文件，直接点运行。
通过 USB 烧写裸机程序：
板子设到 USB 启动，在 Tool 中的“基础版”界面，若选 EMMC ，则用 .imx 文件，若选 SD ，则用 .img 文件。成功后，断电，切到 EMMC 或 SD 启动模式，再上电。
或者在 win 上，用 win disk imager 工具，把 .img 文件写到 SD 卡。
基础版界面详情：
| 按钮 | 作用 |
|---|---|
| 烧写整个系统 | “选择设备”为EMMC时，把emmc.img烧到EMMC上； “选择设备”为SD/TF时，把sdcard.img烧到SD/TF卡上； “选择设备”为NAND时，把rootfs.ubi烧到Nand Flash上； 并且会烧写对应的U-Boot，请看下面的“更新Uboot”按钮说明。 |
| 更新内核 | 把zImage上传到根文件系统的/boot目录 (对于Nand，是直接烧到内核分区) |
| 更新设备树 | 把100ask_imx6ull-14x14.dtb上传到根文件系统的/boot目录 (对于Nand，是直接烧到设备树分区) |
| 更新Uboot | 对于IMX6ULL全功能版： ①“选择设备”为EMMC时，把u-boot-dtb.imx烧写到EMMC ②“选择设备”为SD/TF时，把u-boot-dtb.imx烧写到SD/TF卡 对于IMX6ULL mini nand版： ①“选择设备”为NAND时，把u-boot-dtb_nand.imx烧写到Nand Flash ②“选择设备”为SD/TF时，把u-boot-dtb_nandsd.imx烧写到SD/TF卡 |
| 烧写裸机 | 把所选裸机文件，烧写到EMMC、SD/TF卡或Nand Flash |
| 上传文件 | 把所选用户文件，上传到根文件系统的/目录 对于imx6ull mini nand版，无法上传文件(只支持ext4文件系统，而它不是) |
GIC概念
念课本（以下内容都是针对"通用中断控制器（GIC）"而言，直接摘录的，有的地方可能不符人类的理解方式）：
通用中断控制器（GIC）架构提供了严格的规范，不同厂商的中断控制器之间具有很高的一致性；该控制器包括一组用于管理单核或多核系统中的中断的硬件资源。GIC提供了内存映射寄存器，可用于管理中断源和行为，以及（在多核系统中）用于将中断路由到各个CPU核。它使软件能够屏蔽、启用和禁用来自各个中断源的中断，以（在硬件中）对各个中断源进行优先级排序和生成软件触发中断。它还提供对TrustZone安全性扩展的支持。GIC接受系统级别中断的产生，并可以发信号通知给它所连接的每个内核，从而有可能导致IRQ或FIQ异常发生。
通用中断控制器的工作流程。GIC分为两部分：分发器（Distributor）和CPU接口（CPU interface）。系统中的所有中断源都连接到分发器。可以通过仲裁单元的寄存器来控制各个中断源的属性，例如优先级、状态、安全性、触发方式和使能状态。中断的优先级和可接收中断的核都在分发器中配置。分发器把中断输出到“CPU接口单元”，后者决定将哪个中断转发给CPU核。CPU接口单元寄存器用于屏蔽、识别和控制转发到CPU核的中断的状态。系统中的每个CPU核心都有一个单独的CPU接口，一个CPU核不可能访问另一个CPU核的CPU接口。中断处理详情请看下面的"处理中断"部分。
GIC作为内存映射的外围设备，被软件访问。所有内核都可以访问公共的 GIC的分发器 单元。
中断在软件中由一个称为中断ID的数字标识。中断ID唯一对应于一个中断源。软件可以使用中断ID来识别中断源并调用相应的处理程序来处理中断。呈现给软件的中断ID由系统设计确定，一般在SOC的数据手册有记录。
中断可以有多种不同的类型：
软件触发中断（SGI，Software Generated Interrupt）。这是由软件通过写入专用仲裁单元的寄存器即软件触发中断寄存器（ICDSGIR）显式生成的。它最常用于CPU核间通信。SGI既可以发给所有的核，也可以发送给系统中选定的一组核心。中断号0-15保留用于SGI的中断号。用于通信的确切中断号由软件决定。
私有外设中断（PPI，Private Peripheral Interrupt）这是由单个CPU核私有的外设生成的。PPI的中断号为16-31。它们标识CPU核私有的中断源，并且独立于另一个内核上的相同中断源，比如，每个核的计时器。
共享外设中断（SPI，Shared Peripheral Interrupt）。这是由外设生成的，中断控制器可以将其路由到多个核。中断号为32-1020。SPI用于从整个系统可访问的各种外围设备发出中断信号。
GIC分发器 拥有许多寄存器，可以通过它们配置各个中断的属性。这些可配置属性是：
中断优先级：GIC分发器使用它来确定接下来将哪个中断转发到CPU接口。
中断配置：这确定中断是对电平触发还是边沿触发。
中断目标：这确定了可以将中断发给哪些CPU核。
中断启用或禁用状态：只有GIC分发器中启用的那些中断变为挂起状态时，才有资格转发。
中断安全性：确定将中断分配给Secure还是Normal world软件。
中断状态。中断标志位需要软件清除。
GIC分发器还提供优先级屏蔽，可防止低于某个优先级的中断发送给CPU核。
处理流程
众多的中断源，汇集于中断管理器，由中断管理器选择优先级最高的中断并通知CPU。CPU会根据中断的类型到跳转到不同的地址处理中断。当CPU核接收到中断时，它会跳转到异常向量表执行。顶层中断处理程序读取CPU接口模块的Interrupt Acknowledge Register，以获取中断ID。除了返回中断ID之外，读取操作还会使该中断在GIC分发器中标记为active状态。一旦知道了中断ID（标识中断源），顶层处理程序就可以根据中断ID来执行相应的处理任务。
当特定于设备的处理程序完成执行时，顶级处理程序将相同的中断ID写入CPU interface模块中的End of Interrupt register中断结束寄存器，指示中断处理结束。除了把当前中断移除active状态之外，这将使最终中断状态变为inactive或pending（如果状态为inactive and pending），这将使CPU interface能够将更多待处理pending的中断转发给CPU核。这样就结束了单个中断的处理。
同一CPU核上可能有多个中断等待服务，但是CPU interface一次只能发出一个中断信号。顶层中断处理程序重复上述顺序，直到读取特殊的中断ID值1023，表明该内核不再有任何待处理的中断。这个特殊的中断ID被称为伪中断ID（spurious interrupt ID），伪中断ID是保留值，不能分配给系统中的任何设备。
再讲一遍，中断信号先到达分发器，分发器根据该中断所设定的CPU，把中断发送到CPU对应的CPU interface上；在CPU interface里判断该中断的优先级是否足够高，能否抢断或打断当前的中断处理，如果可以，CPU interface就会发送一个物理的信号到CPU的IRQ（或FIQ）线上；CPU接收到中断信号，转到中断处理地址进行处理。
初始化流程
复位后，必须初始化GIC，中断才能生效。在初始化中断时，要初始化这4部分：产生中断的源头(GPIO模块或UART模块等)、GIC(内部有Distributor或CPU interface)、CPU本身(设置CPSR寄存器)。
最后提一句，相关的初始化和处理的代码，芯片官方会提供裸机编程的框架，提供基本的所有寄存器及其结构体的 .h 文件，以及相关使用例程代码，用时看懂就行。
前文根据 100ask的《imx6ull裸机编程》部分的 第十章 “异常与中断” 一节 进行简单总结，后面再看100ask的《imx6ull裸机编程》部分的 第十一章 “GPIO中断” 内容可了解裸机编程中的中断部分。
更多内容
这里根据 100ask的《imx6ull裸机编程》部分的介绍内容，给出一个 比较丰富的、删去无关代码保留中断处理的、注释丰富的一个 启动文件 汇编程序示例。
@ 本程序仅仅是一个示例
@ 不同ARM内核的中断向量表不同，具体看手册
@ 现在的微处理器寄存器结构非常复杂，不建议硬刚芯片手册手写配置代码，直接参考厂家和网络高手的例子特别省事
@ 一些基础的、不变的、规律性的则必须要会
@ 中断的保存、恢复现场，以及分辨中断号和调用相应中断函数，Cortex M3/M4 是硬件完成的， Cortex A7 是软件实现的
.text @ 代码段(.text)，表示代码段
@ 其他段介绍：
@ 只读数据段(.rodata)：存放有初始值并且const修饰的全局类变量（全局变量或static修饰的局部变量）
@ 数据段(.data)：存放有初始值的全局类变量
@ 注释段(.comment)：存放注释，注释段里面的机器码是用来表示文字的
@ 零初始化段(.bss)：存放没有初始值或初始值为0的全局类变量
@ 注：bss段和注释段不保存在bin/elf文件中，
@ 所以如果bss段的数据没有清0的话，没有初始值的变量在初始化时会是随机的，但个人觉得清不清0不是特别重要。
.global start @ .global 表示 start 是一个全局符号
start: @ 程序入口
@异常向量表
b reset @ 0x00 reset
ldr pc,=_undef @ 0x04 undef 未定义指令异常
ldr pc,=_swi_handler @ 0x08 swi 软中断入口 （如果用 mov 指令有32M地址大小限制）
ldr pc,=_pre_fetch @ 0x0c prefetch abort
ldr pc,=_data_abort @ 0x10 data abort
nop @ 0x14 reserved
ldr pc,=_irq @ 0x18 irq
ldr pc,=_fiq @ 0x1c fiq
_undef: .word _undef
_swi_handler: .word _swi_handler
_pre_fetch: .word _pre_fetch
_data_abort: .word _data_abort
_irq: .word _irq
_fiq: .word _fiq
_swi_handler:
stmfd sp!,{r0-r12,lr} @ 把 r0-r12 和 lr 寄存器内容进栈，即保护现场
sub r0,lr,#4 @ 软中断号被保存到 lr 寄存器的上一个指令地址，将其临时保存到 r0
ldr r0,[r0] @ 取 r0 保存的地址所指向的值
bic r0,#0xff000000 @ 根据手册，软中断号被保存在低 24 位，则把高八位内容清 0
bl swi_user_handle @ 跳转到 swi_user_handle 软中断用户处理程序，并把下一指令的地址保存到 lr 中
ldmfd sp!,{r0-r12,pc}^ @ 从栈恢复 r0-r12 寄存器内容，并把原来的 lr 内容 恢复到 pc 中，
@ 并从 spsr（cpsr的影子寄存器）恢复到 cpsr，即恢复现场
swi_user_handle:
@... 软中断的用户应用程序，可以调用 c 函数
cmp r0,#2 @ 判断软中断号是否为2，是则执行后面尾缀带eq的指令
moveq r7,#2
cmp r0,#5 @ 判断软中断号是否为5，是则执行后面尾缀带eq的指令
moveq r7,#5
cmp r0,#7 @ 判断软中断号是否为7，是则执行后面尾缀带eq的指令
moveq r7,#7
ldr pc,lr @ 跳回
_irq:
sub lr,lr,#4
stmfd sp!,{r0-r12,lr}
bl irq_user_handle
ldmfd sp!,{r0-r12,pc}^
irq_user_handle:
@... 外中断的用户应用程序，可以调用 c 函数
@并在用户程序中，从中断控制器的寄存器中读出当前的中断号，做相应的相应，然后清中断标志位
@现在的微处理器寄存器结构非常复杂，不建议硬刚芯片手册手写配置代码，直接参考厂家和网络高手的例子特别省事
ldr pc,lr
reset:
ldr sp,=stack_base @ 分配栈地址到 sp 寄存器
msr cpsr,#0x10 @ 切换到 user 模式
@... 用户应用程序，可以调用 c 函数
swi 2 @ 触发软中断，自动跳转到软中断程序入口
@ 并自动把返回地址（下一个指令的地址）保存到 LR 寄存器
@ 并自动切换到 SVC（超级用户） 模式
nop
nop
swi 5
nop
nop
swi 7
nop
nop
/*
@ 这一段是调用 c 程序里面的 void print_test_string(unsigned int cpsr, char *str) 函数
@ 给它传入的两个实参为 r0 和 r1
@ 这时 ARM-THUMB procedure call standard（ARM-Thumb过程调用标准）所规定的
mrs r0, cpsr
ldr r1, =test_string
bl print_test_string
*/
b reset @ 返回 reset 地址，大循环
/*
test_string:
.string "test_string"
*/
@ 定义栈空间和地址，buf 为栈的开头地址，stack_base 为栈的尾地址，中间有 32 个 word 空间
@ 我们使用进出栈的指令是 stmfd 和 ldmfd
@ 这两个指令，为从 stack_base 开始向上递进存，向下递进取的顺序，与这里定义的顺序一致
/*
ldr sp,=0x80200000
stmfd sp!, {r0-r2} @ 入栈
ldmfd sp!, {r0-r2} @ 出栈
结果：
0x00000000
...
0x801FFFF4 -> R0
R1
0x80200000 -> R2 sp指针的移动方向：存向上，取向下
也可以用下面指令，效果一样
push {r0-r2} @ 入栈
pop {r0-r2} @ 出栈
*/
/*
栈的存取方式
栈的存取方式，为后进先出（LIFO），是由于进出栈指令的作用方式决定的，数据在栈指针处入栈时，
如 stmfd sp!,{r0-r12,lr}，根据这个指令的含义，栈指针sp会根据数据存放的方向自增或自减，出栈的时候过程相反，
在外界看来，这种方式就是只能在头部进出数据的线性表，从算法上来说是一种特殊的线性表，这种
方式是由汇编指令和硬件的易实现性所决定的。
堆是一块空闲空间，使用 malloc 函数来管理它，malloc 函数可以自己写
"stack_base:" 这种带冒号的标签表示地址位置，通过其得到指令/数据地址
*/
.data
buf:
.space 32
stack_base:
.end