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XV6 中的 trap

XV6 中的 trap

March 4, 2025
<p>失败是成功之母</p>

陷阱指令和系统调用

CPU 在运行中强利将控制权交给特殊的系统代码叫陷阱（trap），其中有三种用到了：

  1. 系统调用：syscall 当程序执行 ecall 时。
  2. 异常：指令做了非法。如除0。
  3. 设备中断系统进行1设备 I/O。

我们希望陷阱是透明的，在程序中中断是难以预料的 一般的顺序：

  1. trap 强制控制权交予内核。
  2. 内核保护寄存器、内存等其它。
  3. 内核处理中断程序。
  4. 内核恢复之前保存的状态。
  5. 返回并重新恢复代码。

<p>注：陷阱是由 CPU 上运行的当前进程导致的（其实不够准确），中断是由外部设备导致的。</p>

RISC -V trap 机利

用户态转到内核态

其中 vm.c 的工作是：9S7tflqZ5JGpjMg.png

ECALL 指令

首先应该知道的是：

  • ecall 指令并不会切换 page table。
  • 将控制权交到内核 mode。
  • 将 PC 走到 trampoline page 的地址（STVEC）。
  • 将 PC 原来的值存到 SEPC 寄存器。
  • ecall 会跳转到 STVEC 寄存器 指向的指令。

之后待处理的事情：

  • 目前还在 user page table.需要到 Kernel
  • 保（小心）保存32个用户寄存器
  • 需要 kernel stack
  • 跳转到内核中合理的 C 代码位置

总结

<p>ecall 就是陷入 trap 陷阱的入口</p>

注意：至少在 XV6中，有以下几个寄存器需要注意：

<p>仅在 trap 中有用的寄存器。（待勘误）</p>
  • stvec ：保存 trap 处理程序的地址。
  • sepc ： 保存进入 trap 之前的 PC。 sret 在之后返还给 PC。
  • scause ：描述进入 trap 类型（原因）的（数字）数据。
  • sscratch ：保存 trapframe page 的地址值。
  • sstatus ： trap 的位控制信息，其中有 SIE、SPP 等信息。

USERVEC 指令

在 ecall 指令之后，代码的地址由 user process 到 trampoline pages 地址 PC <--- stvec。

由于 RISC-V 硬件在 trap 中不会切换页表，所以在 User page table 中存在 trampoline page 的虚拟地址（在 page table 的后面），而 Kernal page table 也是一样的 mapping。

为了保存 32个用户寄存器，我们必须需要足够的内存空间。

  1. 不可以使用用户空间！ 因为我们不确定用户进程是否使用了栈，是否有足够的页表来可以用。是否有足够的空间来保存。

  2. 不可以使用内核空间！（有使用的机器）: 因为我们在 trap 开始时不清楚 kernel page table 的地址，而且我们需要使用 SATP 寄存器 指向内核页表，这需要空闲寄存器（如： a0）。但是在此时，用户进程再用 a0 等寄存器。

因此，我们需要一个特定的 page — trapframe page

在之前内核就为每个用户页表 mapping 了这个 page。

// 每个用户空间都有的
Ox3FFFFFE000      // TRAPFRAME
0x3FFFFFF000      // TRAPOLINE

在 trapframe page 有许多有趣的数据：

0  ------ Kernel_satp         // kemnel page table
8  ------ kernel_sp           // top of process＇s kennel stack
16 ------ kernel_trap         // usertrap（）address
24 ------ epc                 // saved user program counter
32 ------ kernel_hartid       // saved kernel tp

RISC-V 利用 csrrw（可 sawp 指令）将 sscratch（存有 trapframe page 地址）和 a0 寄存器 交换，接下来就是根据 a0+offset 来 sb rd, offset(a0) 完成用户寄存器的保存。 接下是使用 t0 来保存 a0。

然后，uservec 做完大部分的任务了，接下来是取出前5个（不一定都要）数据调用 usertrup() 。

ld sp，8(a0)            ＃0x3fffffc000
# 将内核的SP出，取出，指向kernel stack最顶端

ld tp，32(a0)           ＃ OxO (单核)
# 将当前运行进程的CPU核编号取出

ld t0，16(ao)           # usererap()
# 将 usertrap() 函数的地址写入 t0 寄存器

ld t1，0(a0)            # kernel page table
＃ 将 kernel page table 地址写入 t1 寄存器

csrw satp，t1           ＃ 注意是单向交换 sutp <- t1
# 将 SATP 和 t1 交换, 接下来的地址是为于 Kernel page table 中映射的。

sfence.vma zero，zero
# 清空TLB

jr t0
# 跳到usertrap（），执行usertrop（）
<p>注：trampoline page 的地址映射在用户和内核的映射是相同</p>

小结： 使用汇编的 uservec 函数 可以 更细粒度的控制 和 更高的性能、寄存器是粒度的，需要精确控制；利用映射相同可以“无痕”完成转化换页表。

USERTRAP 函数

OK。 我们正式进入 trap，这个 C 函数的主要功能是确定进程进入 trap 的原因，并以确定相应的处理方式

  1. 更改 stvec 寄存器。 这一做法取决于 trap 是由用户空间还是内核空间陷入的，将 stvec 指向内核页表，确保 trap 在内核中处理（如果 kernel 使用 trap，那就一直在内核页表，不必做多余操作，但有其他操作）。

  2. 找到当前的进程。 根据此时 CPU 核（tp 寄存器）来找当前在 tp 上运行的进程。

  3. 保存用户程序计数器（之前存在 sepc 中）。 这么做的原因是，trap 在执行中可能切换到另一个进程，然后可能再调用 ecall 导致 sepc 寄存器被覆盖。

p->traptrame->epc = r-sepc();
  1. 知道 trap 的原因。 根据触发 trap 的原因，scause寄存器 会有不同的数字如果值为 8，则是 “systsm call”，然后进入过系统调用的有关操作。
<ol> <li>检查是否有其他进程 <code>Kill</code> 当前进程</li> <li>对于保存在 <code>epc</code>的用户 PC+4</li> <li>打开中断，为系统调用作中断</li> <li>调用 syscallc ()</li> </ol>

syscall 函数从表单中寻找系统调用编号，保护在 trap 里 a7中，（a0, a1, a2… …为参数, a0 一般是返回值）。最后返回，调用 usertrapret 。

USERTRAPRET 函数

在返回内用户空间之前，内核需要做的工作：此时，我们的 stvec 指向内核空间 trap 的处理代码。现在关闭中断，并更新 stvec

w_stvec(TRAMPOLINE + (uservec-trampoline));

最终执行 sret 指令在再重新打开中断。之后，填入 trapframe 内容（前4个）为之后用户下一次转到内核做准备。

设置sstatus寄存器，控制寄存器

bit01
SPPsret 返回 usersret 返回supervisor
SPIE不打开中断打开中断

将 epc->sepc，设置成用户 PC 的值

生成userret函数的参数和地址

fn : trampeline 基础址 + 偏移量 a0 : trapframe 基址 a1 : user page table 基址

USERRET 函数

返回用户汇编代码

  1. 切换用户 page table. 将参数 a1 传给 satp。（不出问题是因为trap映射一样）

  2. 根据 trapframe（a0参数）恢复寄存器。将 trapframe 传给 t0 再传给 sscratch 。

  3. 将 trapframe 中 a0（保存着系统调用的返回值）传给 a0 寄存器。

  4. sret 切换回 user mode，PC 拷贝 SEPC（之前 PC+4），重新打开中断。

总结： trap 的系统调用为了保持隔离性，做得十分复杂。有些操作为了追求精细化用了汇编语言。

最后更新于
XV6 的 gdb调试XV6的进程和线程