xv6 Trap 机制

Trap

在 RISC-V 中，Trap（陷阱）并不是 CSAPP 所述的 exception 的一种，其是一个总称：CPU 因为某个事件暂时打断当前指令流，转入更高特权级的处理程序。

也就是说，用户态和内核态的切换主要是通过 trap 来实现，通常包括三类：

1. 系统调用：程序主动请求内核服务（如 read, fork）。用户程序执行 ecall 指令陷入内核。
2. 异常：程序运行中产生的错误（如除零、缺页、非法指令）。CPU 自动触发异常处理流程。
3. 硬件中断：外部设备或时钟等异步事件。

其次，切换过程中最关键的是上下文的保存与恢复。 但在 RISC-V/xv6 中，硬件只完成最小的一组动作：

• 记录 trap 发生位置和原因、切换到 supervisor mode，并跳转到 stvec 指定的入口
• CPU 不会自动切换到内核栈，也不会自动把通用寄存器压入栈；这些工作由 xv6 的汇编入口（如 uservec、kernelvec）和后续 C 代码完成

xv6 对 trap 的处理存在通用的框架，通常的顺序是：

1. trap 强制将控制权转移到内核中；
2. 内核保存寄存器和其它状态；
3. 内核执行处理程序代码；
4. 内核恢复保存的状态并从 trap 中返回，原始代码从中断处继续。

但针对用户空间 trap、内核空间 trap 和计时器中断这三种特殊情况，设计了独立的处理路径。

• 处理 trap 的内核代码称为 trap handler
• CPU 发生 trap 后跳去执行的第一段入口代码，称为 vector

RISC-V 对 Trap 的硬件支持

每个 RISC-V CPU 都有一组特权寄存器，内核写入这些控制寄存器来告诉 CPU 如何处理 trap，并且内核可以读取这些寄存器来找出已发生的 trap。

重要特权寄存器概述：

• stvec：trap 入口地址。trap 发生后，CPU 跳到这里执行，也就是 vector。
• sepc：保存 trap 发生前的用户/内核 pc。sret 会把它恢复到 pc。
• scause：放置一个数字来描述 trap 的原因
• sstatus：保存/控制特权状态。
  • SIE：当前是否允许 supervisor 中断
  • SPP：记录 trap 前来自 user 还是 supervisor
  • SPIE：sret 返回后用它恢复中断开启状态
• sscratch：给 trap 入口代码临时使用。xv6 用它保存/交换 TRAPFRAME 地址和用户 a0。
• satp：当前页表的根地址

上述寄存器与内核模式下处理的 trap 相关，并且不能在用户模式下读取或写入。

RISC-V 硬件在 trap 发生时会执行以下最小动作：

1. 中断屏蔽检查
   • 如果 trap 是由设备中断引发的，且 sstatus.SIE=0，则处理器会暂存该中断，暂缓执行
   • 如果是异常或系统调用，会跳过该步骤
2. 禁用中断
   • 设置 sstatus.SIE=0：防止 trap 处理期间被其他中断嵌套
3. 保存上下文
   • sepc：保存当前 pc，以便 trap 返回时恢复执行
   • sstatus.SPP：保存当前特权模式（0=user, 1=kernel）
4. 设置 trap 原因
   • scause：记录 trap 类型（中断或异常）和具体原因（如中断号或异常码）。
5. 切换管理模式
   • 将当前模式设置为内核态，以便执行内核空间中的 vector
6. 跳转到 trap handler
   • 将 stvec 的地址加载到 pc

以上步骤为硬件操作，在发生 trap 后自动执行，并没有显式代码。

未完成的步骤（需软件处理）：

• 切换页表：CPU 不会自动切换页表
• 切换栈指针：CPU 不会自动切换栈
• 保存寄存器：通用寄存器需由软件保存

CPU 保留上述步骤交给软件处理是为软件提供灵活性，比如某些操作系统在某些情况下会省略页表切换，硬件仅提供最小必要的支持。

在 xv6 中，来自用户态的 trap 由 trampoline 页中的 uservec 完成这些准备工作；来自内核态的 trap 则走 kernelvec，因为此时已经在内核页表和内核栈上。

User Trap

以下情况属于 user trap：

• system call (ecall 指令)
• 非法指令
• 设备中断

发生 trap 时，依次执行以下处理程序（执行完硬件操作后）：

1. uservec：保存程序状态、切换页表和栈指针、跳转到 usertrap
2. usertrap：分类处理 trap，之后跳转到 usertrapret 进行返回
3. 返回时，usertrapret：重置特权寄存器，准备返回用户模式
4. 然后，userret：切换用户页表、恢复程序上下文，并通过 sret 真正回到用户态

用户虚拟地址空间：

Trapframe

trapframe 用来保存“用户态现场”，这样 trap 处理完以后还能回到原来的用户程序继续跑。

其主要保存两类东西：

// 1. 用户寄存器
...

// 2. trap 返回/再次进入内核需要的信息
kernel_satp    内核页表
kernel_sp      当前进程的内核栈顶
kernel_trap    usertrap() 的地址
epc            用户程序返回地址
kernel_hartid  当前 CPU/hart id

每个进程都有自己的 trapframe，同时，这块物理内存会映射到该进程用户页表顶部附近的固定虚拟地址。

• 这个虚拟地址是给 trampoline 用的，用户态代码没有访问权限

问题：为什么要映射到用户页表里？

用户态发生 trap 后，CPU 刚跳到 uservec 时，虽然已经处于 supervisor mode，但还在使用用户页表。这时还没切换到内核页表。

所以 uservec 如果要保存用户寄存器，必须能在当前页表下找到一块内存。这个地址就是 trapframe。之后再从 trapframe 中取内核页表进行切换。

xv6 把 trapframe 和 trampoline 同时映射到用户页表和内核页表，并且地址都是相同的。这样切换页表前后，CPU 仍然可以连续执行以及读写数据。

Trampoline

trampoline 是 xv6 放在固定虚拟地址上的一小页汇编代码，用来完成用户态和内核态之间最危险的过渡。

它里面主要有两段代码：

uservec：用户态 trap 进入内核时执行
userret：内核返回用户态时执行

trapframe 是数据页，而 trampoline 则是代码页。

Uservec

uservec 核心任务是：在还没有真正进入普通内核 C 代码之前，把用户态现场保存好，并把执行环境切换成内核能正常运行的状态。

其会执行：

1. 用 sscratch 找到 TRAPFRAME
2. 保存用户寄存器到 trapframe
3. 从 trapframe 取 kernel_sp、kernel_satp、kernel_trap
4. 切换到内核栈
5. 切换到内核页表
6. 跳到 usertrap()

这里存在一个状态的转变：

• uservec 开始时：supervisor mode + 用户页表
• uservec 结束时：supervisor mode + 内核页表 + 内核栈

所以它是“进入内核”的桥。

Userret

userret 负责返回用户态。

内核处理完 trap 后，usertrapret() 会准备好：

sepc = 用户程序返回地址
sstatus.SPP = user
sstatus.SPIE = 1
stvec = 下一次用户 trap 的 uservec 地址

然后跳到 trampoline 里的 userret。

userret 做这些事：

1. 切换到用户页表
2. 从 trapframe 恢复用户寄存器
3. 用 sscratch 恢复用户 a0
4. 执行 sret

最后 sret 会：

pc = sepc
特权级 = user

于是回到用户程序。

也就是说：

• userret 开始时：supervisor mode + 内核页表
• userret 中途：supervisor mode + 用户页表
• userret 结束时：user mode + 用户页表

所以它是“返回用户”的桥。

Usertrap

usertrap 是用户态 trap 进入内核后的分发器。

执行步骤：

1. 将 stvec 更新为 kernelvec（现在已经在内核里了，再次发生 trap 时应该由 kernelvec 处理）
2. 保存 sepc 到 p->trapframe->epc
   • 防止再次引发 trap 时覆盖用户返回地址
3. 根据 scause 处理不同类型的 trap：
   • 系统调用
     1. p->trapframe->epc += 4，指向 ecall 的下一条指令，后续由 usertrapret() 写回 sepc
     2. 启用中断
     3. 调用 syscall()
   • 设备中断：调用 devintr()
   • 异常：终止出错的进程
4. 调用 usertrapret() 准备返回

Usertrapret

当 trap 处理完成后，调用 usertrapret 准备返回用户态：

1. 关闭中断：防止过渡状态被打断
2. 把 stvec 改回 uservec，确保下次用户态 trap 能够调到 uservec
3. 设置 trapframe 中的内核字段，使其在下次触发 trap 时被使用
   • kernel_satp：内核页表地址
   • kernel_sp：内核栈指针
   • kernel_trap：usertrap 的地址
4. 设置 sstatus，决定 sret 返回到哪里
   • SPP = 0：回到用户态
   • SPIE = 1：sret 返回用户态后重新启用中断
5. 设置 sepc：将 p->trapframe->epc 写到 sepc（无论其是否被覆盖），方便后续 userret 返回到用户程序
6. 准备用户页表 satp，后续传递给 userret
7. 调用 userret 函数，并传递两个参数：trapframe 和 satp
   1. 写 satp，切到用户页表
   2. 从 trapframe 恢复用户寄存器
   3. 恢复用户 a0
   4. 执行 sret