Boot and trap

好的，我们来一次最详尽的、端到端的旅程，从机器上电开始，到xv6内核初始化，再到第一个用户进程发起trap 以及内核如何处理内核自身的trap，最后返回用户态。

阶段一：启动与内核初始化

  1. 机器上电 -> _entry (kernel/entry.S)
    • 前提：RISC-V机器的引导加载程序（Bootloader，如QEMU的内置BIOS）已经将xv6内核加载到物理地址0x80000000处。
    • 跳转：Bootloader跳转到内核的入口点，即_entry。
    • 设置初始栈：C语言代码需要栈才能运行。_entry的第一项任务就是设置一个临时的内核栈。它将sp（stack pointer）寄存器指向stack0内存区域的顶部。stack0在kernel/start.c中被定义为一个静态数组，为早期启动代码提供栈空间。
    • 调用start：设置好栈后，_entry通过call start指令，跳转到kernel/start.c中的start函数。
  2. M-mode -> S-mode的切换 (kernel/start.c)
    • start函数是内核的第一个C函数，但它运行在最高权限级别——Machine Mode (M-mode)。它的核心任务是配置好硬件，然后从M-mode切换到S-mode（Supervisor Mode），因为整个xv6内核都设计为在S-mode下运行。
    • 配置trap：
      • 它将所有中断和异常委托（delegate）给S-mode处理。这是通过设置medeleg（Machine Exception Delegation）和mideleg（Machine Interrupt Delegation）寄存器完成的。这意味着当一个trap发生时，硬件会直接在S-mode下处理，而不是先在M-mode中捕获。
      • 设置时钟中断。
    • 设置返回点：它将main函数的地址（kernel/main.c中）写入mepc寄存器（Machine Exception Program Counter）。
    • 设置返回权限：它在mstatus寄存器中设置MPP字段为S-mode，告诉硬件mret指令执行后应该进入S-mode。
    • 执行mret：这是关键的切换指令。硬件会：
      1. 跳转到mepc指向的地址，即main函数。
      2. 将权限级别从M-mode降为S-mode。
  3. 内核服务初始化 (kernel/main.c)
    • 现在CPU处于S-mode，并开始执行main函数。
    • main函数会依次调用一系列*_init函数，初始化内核的各个子系统：
      • kinit()：初始化物理内存分配器。
      • kvminit()：创建内核页表。
      • kvminithart()：启用分页机制（将内核页表地址写入satp寄存器），从此地址都是虚拟地址。
      • procinit()：初始化进程表。
      • trapinit()：空函数，占位。
      • trapinithart()：设置stvec指向kernelvec。这是我们讨论过的关键点，确保内核态发生的任何trap都由kernelvec处理。
      • plicinit() / plicinithart()：初始化中断控制器。
      • binit()、iinit()、fileinit()：初始化文件系统相关模块。
      • userinit()：创建第一个用户进程。
      • scheduler()：启动调度器，永不返回。

阶段二：第一个用户进程的诞生与运行

  1. 创建init进程 (kernel/proc.c)
    • userinit函数负责创建第一个进程，它将执行一小段汇编程序initcode.S。
    • 它调用allocproc分配一个进程结构体和内核栈。
    • 它为进程分配一页物理内存，并将initcode.S的二进制码复制进去。
    • 精心构造Trapframe：它设置进程的trapframe (p->trapframe)，这相当于一个“假”的trap现场，为将来返回用户态做准备：
      • epc（返回地址）设置为0，因为initcode被加载在进程虚拟地址空间的0地址处。
      • sp（用户栈）设置为页的顶部。
    • 最后将进程状态设为RUNNABLE。
  2. 调度与第一次进入用户态
    • main函数调用scheduler()，它在一个死循环里寻找RUNNABLE的进程。它找到了init进程。
    • scheduler通过swtch切换到init进程的内核栈，然后调用usertrapret。
    • usertrapret (kernel/trap.c) 是进入用户态的闸门：
      1. w_stvec((uint64)uservec)：将stvec切换到uservec，为即将到来的用户态trap做好准备。
      2. 准备sstatus寄存器的值，以便sret后能开启中断并进入U-mode。
      3. 调用userret (kernel/trampoline.S)，它从trapframe中恢复所有通用寄存器。
      4. 执行sret：CPU切换到U-mode，开始从init进程的虚拟地址0处执行代码。

阶段三：用户态Trap与内核处理

  1. 用户进程发起Trap（例如 ecall）
    • initcode.S执行ecall指令以调用exec系统调用。
    • 硬件响应：
      • CPU处于U-mode，stvec指向uservec。
      • 硬件自动切换到S-mode，保存pc到sepc，保存原因到scause，然后跳转到stvec指向的uservec。
  2. uservec -> usertrap
    • uservec (trampoline.S) 保存所有用户寄存器到trapframe，然后跳转到usertrap (trap.c)。
    • usertrap做的第一件事就是w_stvec((uint64)kernelvec)，将stvec切回kernelvec，确保在内核处理期间的安全性。
    • 它判断scause是系统调用，于是调用syscall()函数，最终执行sys_exec。

阶段四：内核态Trap的处理（假设内核有Bug）

  1. 内核代码触发Trap
    • 假设在执行sys_exec的过程中，内核代码访问了一个非法的空指针。
    • 硬件响应：
      • CPU当前处于S-mode，stvec指向kernelvec。
      • 硬件自动保存pc（指向内核中出错的指令）到sepc，设置scause（例如，load page fault），然后跳转到stvec指向的kernelvec。
  2. kernelvec -> kerneltrap
    • kernelvec (kernel/kernelvec.S) 是一个精简版的uservec。它也保存所有寄存器（此时是内核寄存器），然后跳转到kerneltrap (kernel/trap.c)。
    • kerneltrap函数是内核错误的终点站。它会打印出详细的错误信息（scause, sepc, stval），然后调用panic()。
    • panic()会打印”panic: “前缀和错误信息，然后使系统停机（进入一个无限循环）。因为内核自身的错误是不可恢复的。

阶段五：正常返回用户态

  1. 从usertrap返回
    • 假设内核没有bug，syscall()正常返回到usertrap。
    • usertrap调用usertrapret。
    • usertrapret再次将stvec切换回uservec，并调用userret。
    • userret恢复所有用户寄存器。
    • 执行sret：CPU切换回U-mode，从sepc指定的地址（ecall的下一条指令）继续执行用户代码。

这个完整的闭环展示了xv6如何利用stvec的动态切换，

为S-mode和U-mode下的trap分别设置不同的处理流程，从而清晰地隔离了用户错误和致命的内核错误。