现在我们进入了usertrap函数，在这里面进行中断的处理操作，不是关注的重点我们就跳过了。直接看usertrapret函数。

从第一个intr_off()语句上的注释能看出，先关闭中断是为了防止嵌套中断改变sstatus寄存器和c寄存器的状态，而导致不能正确返回用户态。intr_off()实际上是将SIE置0，禁止监督模式处理中断。

将trap陷入地址重新写成uservec的地址保存在stevc中，返回user-mode后遇到trap能重新进入uservec处理trap。

保存内核上下文：

  • satp 保存了 kernel pagetable 地址
  • sp 保存内核栈指针
  • kernel_trap 保存usertrap函数入口地址
  • kernel_hartid 保存内核线程id

介绍下sstatus寄存器：

  • 0 位 UIE(user interrupt enable)用户模式中断使能，开启后用户模式能直接处理中断
  • 1 位 SIE(supervisor interrupt enable)监督模式中断使能，开启后监督模式能处理中断（xv6中都是监督模式处理中断，异常）
  • 5 位 SPIE(supervisor previous interrupt enable)上一个监督模式中断使能
  • 8 位 SPP(supervisor previous privilege) 上一个特权级，如果之前是user-mode，SPP=0; 如果之前是s-mode, SPP=1。

将SPP设置为0 将SPIE置1 ， 这两步在执行sret后起作用。 （执行sret后，如果SPP=0,则返回到User-mode;如果SPP=1,则返回到S-mode;将SPIE中的置给到SIE，实现进入user-mode,并打开我们上面关闭s-mode的中断使能;清除SPIE和SPP的值，置0)

将user-mode遇到trap时的地址写入 epc 寄存器，执行sret后，pc将会等于epc值。

user pgtable 给到变量 satp 。从这里也可以看到进程的user-pagetable 是单独保存在进程结构体中的；而kernel-pagetable是保存在进程结构体中的trapframe结构体中。

调用函数fn(),函数入口地址是userret,两个参数TRAPFRAME, satp被保存到a0,a1, 进入userret。

接下来我们看看userret。

第一条指令切换成 user-pagetable

ld t0, 112(a0) #a0是trapframe的地址 112(a0)是trapframe->a0
csrw sscratch, t0

上面ld指令将trapframe->a0的值存入t0中

csrw指令将 t0值写入sscratch。合起来就是将trapframe->a0写入sscratch

下面就是恢复trapframe中保存的用户寄存器状态：

注意到a0仍保存的trapframe地址，而sscratch保存着trapframe->a0,下面先交换这两个值。保证下次进入时，sscratch中保存着trapframe地址。

csrrw a0,sscratch,a0

sret

sert执行后，硬件执行的操作：

  1. 恢复特权级： 根据 SPP（Supervisor Previous Privilege）字段的值，将特权级恢复到异常发生前的状态： 如果 SPP = 0，切换到用户模式（U-mode）。 如果 SPP = 1，保持在监督模式（S-mode）。

  2. 恢复中断使能状态： 将 SPIE（Supervisor Previous Interrupt Enable）的值恢复到 SIE（Supervisor Interrupt Enable）： 如果 SPIE = 1，则重新使能 S-mode 中断（SIE = 1）。 如果 SPIE = 0，则禁止 S-mode 中断（SIE = 0）。

  3. 清除状态位： 将 SPP 和 SPIE 清零，为下一次异常或中断做准备。

  4. 跳转到返回地址： 从 sepc（Supervisor Exception Program Counter）寄存器中加载返回地址，并跳转到该地址继续执行。