外观
异常与中断：怎样离开程序，又准确回到原处
三种入口，共用一套保存机制
系统调用是程序主动执行 ecall；异常通常由当前指令引起，如缺页；中断来自设备或时钟，可能出现在任意指令之间。它们都需要离开当前执行流，但恢复规则不同。把三者统称为 trap 很方便，处理时却必须区分原因。
RISC-V 硬件会记录故障或返回相关 PC 到 sepc，记录原因到 scause，在适用的异常中把相关地址放到 stval，更新特权状态并跳到 stvec。它不会替 xv6 保存所有通用寄存器，也不会自动换上内核栈和内核页表。这部分由汇编入口完成。
2025 的 trampoline.S:uservec 先利用 sscratch 暂存用户 a0，再把用户寄存器保存到固定虚拟地址 TRAPFRAME。随后从 trapframe 读取内核栈、hart 标识和内核页表，切换 satp，调用 usertrap()。
为什么 trampoline 要两边映射
进入 trap 的最初几条指令仍使用用户页表，但已经以 S 模式执行。切换 satp 后，下一条指令仍需能取到。因此 trampoline 代码在两套页表中映射到相同虚拟地址和相同物理代码页。
TRAPFRAME 也放在用户页表中，但没有 PTE_U。这里的“在用户页表中”只描述哪棵翻译树包含映射，不代表用户态有权访问。硬件已切换到 S 模式的 trampoline 可以访问，普通用户指令不可以。
sequenceDiagram participant U as 用户程序 participant H as 硬件 participant T as trampoline participant K as usertrap U->>H: ecall / fault / interrupt H->>T: S 模式，仍用用户页表 T->>T: 保存用户寄存器，换内核栈和页表 T->>K: 调用 usertrap K->>K: 分派原因，处理后 prepare_return K->>T: 返回用户 satp T->>T: 换用户页表，恢复寄存器 T->>U: sret
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sequenceDiagram participant U as 用户程序 participant H as 硬件 participant T as trampoline participant K as usertrap U->>H: ecall / fault / interrupt H->>T: S 模式，仍用用户页表 T->>T: 保存用户寄存器，换内核栈和页表 T->>K: 调用 usertrap K->>K: 分派原因，处理后 prepare_return K->>T: 返回用户 satp T->>T: 换用户页表，恢复寄存器 T->>U: sret
2025 返回路径与常见错觉
本版本 usertrap() 返回用户 satp；其末尾先调用 prepare_return() 设置 trapframe 内核字段、stvec、sstatus 和 sepc。汇编继续落到 userret，切换页表、恢复寄存器并 sret。不要凭旧版本记忆去找不存在的 usertrapret()。
系统调用情况下 sepc 指向 ecall，因此内核保存的 epc 增加 4。数据缺页被修复后不能增加 4，否则会跳过原来的读写指令。时钟中断也不能机械地给 PC 加 4，因为硬件记录的执行边界已经决定恢复位置。
kerneltrap() 是另一条入口：内核被中断时已经在内核页表和内核栈上。它仍需保护被打断的寄存器和控制状态。内核缺页经常表示内核自身错误，处理策略与用户非法访问后的杀进程不同。
从调用栈到 backtrace
RISC-V 调用约定中 ra 保存返回地址，s0 常作为 frame pointer。实验编译设置保留栈帧后，当前 fp 的负 8 字节处是保存的返回地址，负 16 字节处是上一个 fp。backtrace 反复跟随这条链，直到离开当前内核栈页。
但这不是所有编译器和所有优化设置下通用的栈格式。内联函数可能没有独立栈帧，尾调用也能改变栈结构。调试本实验必须看本次构建产生的 kernel.asm，而不是把源代码函数数目直接当成栈帧数目。
Alarm 是一次人为安排的用户控制流切换
sigalarm(n, handler) 让进程消耗一定 CPU ticks 后运行 handler。内核不能直接把 handler 当内核函数调用：它是用户代码，必须以用户权限和用户页表运行。做法是在时钟 trap 中备份完整用户状态，把将要返回的 epc 改成 handler；handler 最后调用 sigreturn 恢复备份。
仅备份 ra 不够，因为中断可能落在任何指令之间；被打断代码仍然依赖 a0、临时寄存器等值。还必须阻止 handler 重入，否则第二次 alarm 会覆盖第一次备份。sigreturn 的返回值也不能随意设为 0：通用系统调用分派会把它写到 a0，覆盖刚恢复的 a0。
自测：为什么 handler 地址为 0 不能直接判定未注册？
在 xv6 的用户布局中，函数可能位于虚拟地址 0。应根据 interval 或单独的注册状态判断是否启用，不能把生产环境中的空指针直觉直接套过来。
自测：修改 trapframe.epc 后，程序会立刻跳到新地址吗？
不会。它先影响后续返回准备，最终由 sret 使用相应状态回到用户态。内核仍要完成当前处理、检查进程是否被杀死等步骤。