mit6.828笔记 - lab3 Part A:用户进程和异常处理

与子携老

简单回顾

在开始 lab3 的学习之前，我们先简单回顾下 到目前为止，我们的内核能做了什么：
lab1中，我们学习了 PC启动的过程，看到BIOS将我们编写的boot loader 载入内存，然后通过bootloader 将内核载入内存。同时，使用了一个写死的临时页表（entry_pgdir）完成了简单的地址映射；我们的内核最后执行monitor函数（一个简单的shell），这是个看起来像是xxx管理系统的C语言课程设计程序，他接收命令行输入，将输入解析成命令，并逐个调用相关函数。
但是，问题在于，这样简单的页表，只能映射4MB大小的物理内存，如果我们的内核代码增加了（更不用说加载用户进程了），4MB不够用了，就直接G了，因此发展内核的当务之急就是解决内存的生存空间危机。因此lab2中，我们学习了如何通过 pageinfo 构成的数组pages 和 链表 page_free_list 来管理物理内存；然后学习了页表的映射原理，并编写代码实现了增删查改页表，达到pageinfo和pte之间的映射和取消映射。拥有了这样的基础设施，我们可以将所有物理内存全部利用起来。
但是到现在为止，我们的JOS的功能还是只有一个简单的monitor，无法加载用户进程（或者说，加载运行其他的可执行文件）。为了能够实现加载用户进程，在lab3中，我们要实现进程加载、调度的基础设施。
lab3主要内容是

• 完成进程管理的初始化
  
• 完成中断管理的初始化
  
• 完成系统调用的中断处理
  
• 完成内存保护
  

lab3 新增的代码源文件如下，没必要一开始就全看，跟着手册遇到什么看什么，最后自然就看完了。
目录文件备注inc/env.hPublic definitions for user-mode environmentstrap.hPublic definitions for trap handlingsyscall.hPublic definitions for system calls from user environments to the kernellib.hPublic definitions for the user-mode support librarykern/env.hKernel-private definitions for user-mode environmentsenv.cKernel code implementing user-mode environmentstrap.hKernel-private trap handling definitionstrap.cTrap handling codetrapentry.SAssembly-language trap handler entry-pointssyscall.hKernel-private definitions for system call handlingsyscall.cSystem call implementation codelib/MakefragMakefile fragment to build user-mode library, obj/lib/libjos.aentry.SAssembly-language entry-point for user environmentslibmain.cUser-mode library setup code called from entry.Ssyscall.cUser-mode system call stub functionsconsole.cUser-mode implementations of putchar and getchar, providing console I/Oexit.cUser-mode implementation of exitpanic.cUser-mode implementation of panicuser/*Various test programs to check kernel lab 3 codePart A 用户进程和异常处理

就像使用 pages 数组管理物理内存一样，JOS 使用 envs 数组管理所有的进程。在 lab3 中，我们的目标是加载、运行一个用户环境，但是一个操作系统当然要处理多个进程了，不过这是 lab4要做的事情了，现在我们要做的是熟悉JOS 维护进程的数据结构和相应的函数。
在 kern/env.c 中看到的，内核维护着三个与环境有关的主要全局变量：

1. struct Env *envs = NULL;                // All environments
2. struct Env *curenv = NULL;                // The current env
3. static struct Env *env_free_list;        // Free environment list

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一旦 JOS 启动并运行，envs 指针就会指向一个代表系统中所有环境的 Env 结构数组。在我们的设计中，JOS 内核最多可同时支持 NENV 个活动环境，不过在任何时候运行的环境通常都要少得多。(NENV 是一个在 inc/env.h 中 #define 的常量。）分配完毕后，envs 数组将包含一个 Env 数据结构实例，用于表示每个 NENV 可能的环境。
JOS 内核会将所有不活动的 Env 结构保存在 env_free_list 中。这种设计可以方便地分配和取消分配环境，因为只需将它们添加到空闲列表或从空闲列表中移除即可。这和 page_free_list 异曲同工。
核使用 curenv 符号随时跟踪当前正在执行的环境。在启动过程中，在第一个环境开始运行之前，curenv 初始化为 NULL。
现在我们要先熟悉 env 结构体，其位于 inc/env.h。

1. struct Env {
2.         struct Trapframe env_tf;        // 保存的寄存器
3.         struct Env *env_link;                // 下一个空闲的进程
4.         envid_t env_id;                        // 进程的唯一标识符
5.         envid_t env_parent_id;                // 该进程的父进程的 env_id
6.         enum EnvType env_type;                // 用于标识是否是特殊的系统进程
7.         unsigned env_status;                // 进程状态
8.         uint32_t env_runs;                // 进程运行次数
10.         // Address space
11.         pde_t *env_pgdir;                // Kernel virtual address of page dir
12. };

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可以看到，比较关键的有进程id、进程状态、特殊进程标识，这些在 inc/env.h 中都有定义。比较令人迷惑的是这个运行次数，暂时不知道是什么含义。先来看看进程ID的定义：

1. typedef int32_t envid_t;
3. // An environment ID 'envid_t' has three parts:
4. //
5. // +1+---------------21-----------------+--------10--------+
6. // |0|          Uniqueifier             |   Environment    |
7. // | |                                  |      Index       |
8. // +------------------------------------+------------------+
9. //                                       \--- ENVX(eid) --/
10. //
11. // The environment index ENVX(eid) equals the environment's index in the
12. // 'envs[]' array.  The uniqueifier distinguishes environments that were
13. // created at different times, but share the same environment index.
14. //
15. // All real environments are greater than 0 (so the sign bit is zero).
16. // envid_ts less than 0 signify errors.  The envid_t == 0 is special, and
17. // stands for the current environment.
19. #define LOG2NENV                10
20. #define NENV                        (1 << LOG2NENV)
21. #define ENVX(envid)                ((envid) & (NENV - 1))

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注意 for 循环必须是从 NENV 至 0 进行遍历。这样才能保证 env_free_list 的循序和 envs 数组中的顺序一致。
这里看一眼 env_init_percpu()是干什么的

1. 练习 1. 修改 `kern/pmap.c` 中的 `mem_init()` ，分配并映射 `envs` 数组。该数组由 `Env` 结构的 `NENV` 实例组成，分配方式与分配页面数组类似。与页面数组一样，支持 `envs` 的内存也应在 `UENVS`（定义于 `inc/mlayout.h` ）处映射为用户只读，这样用户进程才能读取该数组。
3. 你应该运行代码并确保 `check_kern_pgdir()` 成功。
4. [[lab3 - 翻译#^988084]]

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env_setup_vm

1. envs = (struct Env *)boot_alloc(sizeof(struct Env) * NENV);
2. memset(envs, 0, sizeof(struct Env) * NENV);
3. //...
4. boot_map_region(kern_pgdir, UENVS, PTSIZE, PADDR(envs), PTE_U | PTE_P);

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env_setup_vm 会在初始化一个 env 的时候发挥作用，这里看看已经写好的  env_alloc
env_alloc

1. void
2. i386_init(void)
3. {
4.         extern char edata[], end[];
6.         // Before doing anything else, complete the ELF loading process.
7.         // Clear the uninitialized global data (BSS) section of our program.
8.         // This ensures that all static/global variables start out zero.
9.         memset(edata, 0, end - edata);
11.         // Initialize the console.
12.         // Can't call cprintf until after we do this!
13.         cons_init();
15.         cprintf("6828 decimal is %o octal!\n", 6828);
17.         // Lab 2 memory management initialization functions
18.         mem_init();
20.         // Lab 3 user environment initialization functions
21.         env_init();
22.         trap_init();
24. #if defined(TEST)
25.         // Don't touch -- used by grading script!
26.         ENV_CREATE(TEST, ENV_TYPE_USER);
27. #else
28.         // Touch all you want.
29.         ENV_CREATE(user_hello, ENV_TYPE_USER);
30. #endif // TEST*
32.         // We only have one user environment for now, so just run it.
33.         env_run(&envs[0]);
34. }

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需要注意一点，在执行 env_free 代码时，应该使用kern_pgdir，
但是 kern_pgdir 中没有 env e 的映射，所以需要先用 env e 的 env_pgdir 来获取物理地址，
然后利用 KADDR 宏从地址空间顶部的 物理内存映射区访问。
回忆一下lab2中，我们在mem_init里写过：

1. #define ENV_PASTE3(x, y, z) x ## y ## z
3. #define ENV_CREATE(x, type)                                                \
4.         do {                                                                \
5.                 extern uint8_t ENV_PASTE3(_binary_obj_, x, _start)[];        \
6.                 env_create(ENV_PASTE3(_binary_obj_, x, _start),                \
7.                            type);                                        \
8.         } while (0)
10. #endif // !JOS_KERN_ENV_H

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注意，虽然每个进程都有顶部的 物理内存映射区 的页表，但是他们没有权限读写。（这么方便的功能当然只该有内核有权限，这也是执行env_free时，使用kern_pgdir的原因之一）
除此之外，我们需要注意 env_free 中需要手动调用 page_decref。lab2 和 lab3 代码中更多的是调用封装好的 page_insert(不用处理 计数递增)和 page_remove (不用处理 计数递减)。但是一旦涉及到对页表本身占用的物理页做增删处理时，就需要手动调用 page_alloc 或 page_decref 处理计数。
(比如 pgdir_walk（页表二级遍历时，可能需要访问尚未分配的 pte_table)、env_create（用户进程创建页表）和这里的 env_free )
env_run

在看代码之前，我们先想一想，让一个进程 Env e 运行起来，大概需要做那些事呢？
首先，想到的就是恢复这个进程的寄存器，让EIP指向继续执行的代码，
在那之前还要恢复cr3寄存器，加载 Env e 的页表
除此之外，我们还要考虑，env_run 是什么时候调用的，也许此时有一个进程正在运行，curenv指向其他进程。所以要考虑修改 curenv 、以及 Env e 的 status、runs等变量。

1. // 将 “envs ”中的所有环境标记为空闲环境，
2. // 将它们的 env_ids 设置为 0，并将它们插入 env_free_list 中。
3. // 确保环境在空闲列表中的顺序与它们在 envs 数组中的顺序一致（
4. // 也就是说，这样第一次调用 env_alloc()时就会返回 envs[0]）。
5. //
6. void
7. env_init(void)
8. {
9.         // Set up envs array
10.         // LAB 3: Your code here.
11.         env_free_list = NULL;
12.         for(int i = NENV-1;i>=0;--i){
13.                 envs[i].env_status = ENV_FREE;
14.                 envs[i].env_id = 0;
15.                 envs[i].env_link = env_free_list;
16.                 env_free_list = &envs[i];
17.         }
18.         // Per-CPU part of the initialization
19.         env_init_percpu();  //加载 GDT 和段描述符。
20. }

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正如注释中说的，env_run 如果不是首次调用，说明这是一次进程切换。那么什么时候需要切换进程呢？
大概能想到，发生异常、进程调度等，如果是进程调度这种比较平和的方式，那么curenv 肯定是 ENV_RUNNING了，其他情况暂时等 lab4 学完才能了解到。
注意最后一句 env_pop_tf(&e->env_tf); 寄存器状态恢复，就意味着进程正式运行了，因为eip被改变了。
总结：env.c中的函数关系

此时， make qemu ，内核就会将 user/hello.c 编译出来的可执行文件，通过 env_create 创建出来，并通过 env_run 运行起来。在这之前，我们来看一眼这个程序：

1. // 加载 GDT 和段描述符。
2. void
3. env_init_percpu(void)
4. {
5.         lgdt(&gdt_pd);
6.         // 内核从不使用 GS 或 FS，因此我们将其设置为用户数据段。
7.         asm volatile("movw %%ax,%%gs" : : "a" (GD_UD|3));
8.         asm volatile("movw %%ax,%%fs" : : "a" (GD_UD|3));
9.         // 内核会使用 ES、DS 和 SS。 我们将根据需要在内核和用户数据段之间进行切换。
10.         asm volatile("movw %%ax,%%es" : : "a" (GD_KD));
11.         asm volatile("movw %%ax,%%ds" : : "a" (GD_KD));
12.         asm volatile("movw %%ax,%%ss" : : "a" (GD_KD));
13.         // 将内核文本段载入 CS。
14.         asm volatile("ljmp %0,$1f\n 1:\n" : : "i" (GD_KT));
15.         // 为了稳妥起见，清除本地描述符表（LDT），因为我们不使用它。
16.         lldt(0);
17. }

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注意，用户程序的cprintf的声明虽然和我们刚刚编程时用的cprintf相同，都来自 inc/stdio.h，但是他们的实现不同：
用vscode 搜索可以发现，有两个定义

内核使用的是 kern/printf.c 而 user/hello.c 使用的却是 lib/printf.c，用户的 cprintf 会调用到 lib/syscall.c 中的 sys_cputs

syscall 这个函数的定义如下：

实际上就是使用了 int 0x30 系统调用，这是一个中断。这个中断只能在内核态调用，但是XXX所以 make qemu 会导致三重故障，即：

如果一切顺利，系统将进入用户空间并执行 hello 二进制文件，直到使用 int 指令进行系统调用。这时就会出现问题，因为 JOS 没有设置允许从用户空间过渡到内核的硬件。当中央处理器发现自己的设置不允许处理这个系统调用中断时，它就会产生一个一般保护异常，发现自己无法处理这个异常后，又会产生一个双重故障异常，发现自己也无法处理这个异常后，最后就会放弃，这就是所谓的 "三重故障" 。通常情况下，CPU 会重置，系统会重启。虽然这对传统应用程序很重要（请参阅本博文中的原因解释）

就像这个样子：

我们用 GDB 在 env_pop_tf() 函数设置断点，然后通过指令 si，单步调试，观察 iret 指令前后寄存器的变化。

为了能让用户进程有能力处理异常，学习如何处理中断和异常
处理中断和异常

在这之前，我们需要彻底摸头 x86中断和异常机制。练习3的任务就是学习80386的手册。
Exercise 3

1. // 为环境 e 初始化内核虚拟内存布局。
2. // 分配一个页面目录，相应设置 e->env_pgdir，并初始化新进程地址空间的内核部分。
3. // 暂时不要将任何内容映射到环境虚拟地址空间的用户部分。
4. //
5. // 成功时返回 0，错误时返回 <0。 错误包括
6. //        -E_NO_MEM 如果页面目录或表无法分配。
7. //
8. static int
9. env_setup_vm(struct Env *e)
10. {
11.         int i;
12.         struct PageInfo *p = NULL;
14.         // 为页面目录分配页面
15.     // 由于我们在构造一个新的pgdir，而不是向已经存在的kern_pgdir中插入 pde，或插入增加映射
16.     // 我们不能使用 page_insert、pgdir_walk等用于页表管理的方法，
17.     // 只能通过 物理内存管理的方法，申请物理页，并手动调整七计数
18.         if (!(p = page_alloc(ALLOC_ZERO)))
19.                 return -E_NO_MEM;
21.         // 现在，设置 e->env_pgdir 并初始化页面目录。
22.         //
23.         // 提示：
24.         // 所有环境的 VA 空间在 UTOP 以上是相同的（UVPT 除外，我们在下面设置）。
25.         // 有关权限和布局，请参见 inc/memlayout.h。
26.         // 能否将 kern_pgdir 用作模板？ 提示：可以。
27.         // （确保您在lab 2 中正确设置了权限）。
28.         // - UTOP 下面的初始 VA 是空的。
29.         // - 你不需要再调用 page_alloc。
30.         // - 注意：一般情况下，pp_ref 不会被维护。
31.         // 但 env_pgdir 是个例外 -- 你需要增加 env_pgdir 的 pp_ref 才能使 env_free 正常工作。
32.         // - kern/pmap.h 中的函数非常方便。
34.         // LAB 3: Your code here.
35.        
36.         e->env_pgdir = page2kva(p);
37.         memcpy(e->env_pgdir, kern_pgdir, PGSIZE);
38.         // UVPT 将环境自身的页表映射为只读。
39.         p->pp_ref ++;
40.         // Permissions: kernel R, user R
41.         e->env_pgdir[PDX(UVPT)] = PADDR(e->env_pgdir) | PTE_P | PTE_U;// p在此时被映射到UVPT
42.         p->pp_ref ++;//由于直接调用了page_alloc，需要手动计数
43.         return 0;
44. }

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观察下TSS

建立中断描述符表

JOS 在 trapentry.S 中，为每个异常或中断设置处理程序，
在 trap_init() 中用这些处理程序的地址建立 IDT。
那这些处理程序具体要做什么呢？手册提示我们：

• 每个处理程序都应在堆栈上建立一个 struct Trapframe（参见 inc/trap.h）
  2.将Trapframe 的地址作为参数调用 trap()（在 trap.c 中）。
  

先来看看 trapentry.S
trapentry.S

1. // 分配并初始化一个新环境。
2. // 成功后，新环境将存储在 *newenv_store 中。
3. //
4. // 成功时返回 0，失败时返回 <0。 错误包括
5. // -E_NO_FREE_ENV 如果所有 NENV 环境都已分配完毕
6. // 内存耗尽时返回 E_NO_MEM
7. //
8. int
9. env_alloc(struct Env **newenv_store, envid_t parent_id)
10. {
11.         int32_t generation;
12.         int r;
13.         struct Env *e;
15.         if (!(e = env_free_list))//从空闲列表中取下一个 env
16.                 return -E_NO_FREE_ENV;
18.         // 为该环境分配和设置页面目录。
19.         if ((r = env_setup_vm(e)) < 0)
20.                 return r;
22.         // 为该环境生成 env_id。
23.         generation = (e->env_id + (1 << ENVGENSHIFT)) & ~(NENV - 1);
24.         if (generation <= 0)        // Don't create a negative env_id.
25.                 generation = 1 << ENVGENSHIFT;
26.         e->env_id = generation | (e - envs);
28.         // 设置基本状态变量。
29.         e->env_parent_id = parent_id;
30.         e->env_type = ENV_TYPE_USER;
31.         e->env_status = ENV_RUNNABLE;
32.         e->env_runs = 0;
34.         // 清除所有已保存的寄存器状态，
35.         // 以防止该 Env 结构中先前环境的寄存器值 “泄漏 ”到我们的新环境中。
36.         memset(&e->env_tf, 0, sizeof(e->env_tf));
38.         // 为段寄存器设置适当的初始值。
39.         // GD_UD 是 GDT 中的用户数据段选择器，
40.         // GD_UT 是用户文本段选择器（参见 inc/memlayout.h）。
41.         // 每个段寄存器的低 2 位包含请求者权限级别（RPL）；3 表示用户模式。
42.         // 当我们切换权限级别时，硬件会对 RPL 和存储在描述符中的
43.         // 描述符权限级别（DPL）进行各种检查。
44.         e->env_tf.tf_ds = GD_UD | 3;
45.         e->env_tf.tf_es = GD_UD | 3;
46.         e->env_tf.tf_ss = GD_UD | 3;
47.         e->env_tf.tf_esp = USTACKTOP;
48.         e->env_tf.tf_cs = GD_UT | 3;
49.         // You will set e->env_tf.tf_eip later.
51.         // commit the allocation
52.         env_free_list = e->env_link;
53.         *newenv_store = e;
55.         cprintf("[%08x] new env %08x\n", curenv ? curenv->env_id : 0, e->env_id);
56.         return 0;
57. }

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trap_init()

1. //
2. // 为环境 env 分配 len 字节的物理内存，并将其映射到环境地址空间中的虚拟地址 va。
3. // 不会以任何方式将映射页清零或初始化。
4. // 页面应可被用户和内核写入。
5. // 如果任何分配尝试失败，就会panic。
6. //
7. static void
8. region_alloc(struct Env *e, void *va, size_t len)
9. {
10.         // 实验 3：此处为您的代码。
11.         // （但仅限于 load_icode 需要时）。
12.         // 提示：如果调用者可以传递非页面对齐的'va'和'len'值，则使用 region_alloc 会更容易。
13.         // 应该将 va 向下舍入，将 (va + len) 向上舍入。
14.         // （注意拐角情况！）。
15.         void *begin = ROUNDDOWN(va, PGSIZE), *end = ROUNDUP(va+len, PGSIZE);
16.         while(begin < end){
17.                 struct PageInfo *pp = page_alloc(ALLOC_ZERO);
18.                 if(!pp){
19.                         panic("region_alloc failed\n");
20.                 }
21.                 page_insert(e->env_pgdir, pp, begin, PTE_P | PTE_W | PTE_U);
22.                 begin += PGSIZE;
23.         }
24. }

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来看看这个最后调用的 trap_init_percpu

1. //
2. // 为用户进程设置初始程序二进制文件、堆栈和处理器标志。
3. // 该函数只在内核初始化期间，即运行第一个用户模式环境之前调用。
4. //
5. // 该函数将 ELF 二进制映像中的所有可加载段加载到环境的用户内存中，从 ELF 程序头中指示的相应虚拟地址开始。
6. // 同时，它将程序头中标记为映射但实际上不存在于 ELF 文件中的任何部分（即程序的 bss 部分）清零。
7. // 除了 Boot Loader 还需要从磁盘读取代码外，所有这些都与 Boot Loader 的工作非常相似。 看看 boot/main.c 就会明白。
8. //
9. // 最后，这个函数为程序的初始堆栈映射了一个页面。
10. //
11. // load_icode 在遇到问题时会panic
12. // - load_icode 怎么会失败？ 给定的输入可能有什么问题？
14. static void
15. load_icode(struct Env *e, uint8_t *binary)
16. {
17.         // 提示：
18.         // 按照 ELF 程序段头指定的地址将每个程序段加载到虚拟内存中。
19.         // 只应加载 ph->p_type == ELF_PROG_LOAD 的程序段。
20.         // 每个程序段的虚拟地址可以在 ph->p_va 中找到，其在内存中的大小可以在 ph->p_memsz 中找到。
21.         // ELF 二进制文件中从 “binary + ph->p_offset ”开始的 ph->p_filesz 字节应复制到虚拟地址 ph->p_va。 剩余的内存字节应清零。
22.         // （ELF 头应该是 ph->p_filesz <= ph->p_memsz。）
23.         // 使用前一个lab中的函数分配和映射页面。
24.         //
25.         // 目前所有页面保护位都应为用户读/写。
26.         // ELF 程序段不一定是页面对齐的，但在本函数中可以假设没有两个程序段会接触同一个虚拟页面。
27.         //
28.         // 你可能会发现 region_alloc 这样的函数很有用。
29.         //
30.         // 如果能直接将数据移动到存储在 ELF 二进制文件中的虚拟地址，加载段就会简单得多。
31.         // 那么在执行此函数时，哪个页面目录应该有效呢？
32.         //
33.         // 你还必须对程序的入口点做一些处理，以确保环境在那里开始执行。
34.         // 参见下面的 env_run() 和 env_pop_tf()）。
36.         // 实验 3：你的代码在这里。
37.         struct Elf  * elfhdr = (struct Elf *) binary;
38.         struct Proghdr *ph = (struct Proghdr *) ((uint8_t *) elfhdr + elfhdr->e_phoff);
40.         if (elfhdr->e_magic != ELF_MAGIC) {
41.                 panic("binary is not ELF format\n");
42.         }
44.         ph = (struct Proghdr *) ((uint8_t *) elfhdr + elfhdr->e_phoff);
45.         int ph_num = elfhdr->e_phnum;
46.         // 接下来需要切换到这个 进程的页表，目前进程的页表内容和 kern_pgdir 是一样的(UVPT除外)
47.         // 因此，使用进程的页表一样能访问到链接的二进制文件（这里的 elfhdr)
48.         // 为什么要切换呢？每个进程都有自己的页表，将物理内存中的代码数据映射到自己独立的地址空间
49.         lcr3(PADDR(e->env_pgdir));
51.         for(int i = 0; i < ph_num; i++){
52.                 if(ph[i].p_type == ELF_PROG_LOAD){
53.                         region_alloc(e, (void *)ph[i].p_va, ph[i].p_memsz);
54.                         memset((void*) ph[i].p_va, 0, ph[i].p_memsz);
55.                         memcpy((void*) ph[i].p_va, binary + ph[i].p_offset, ph[i].p_filesz);
56.                 }
57.         }
58.        
59.         lcr3(PADDR(kern_pgdir));
61.         e->env_tf.tf_eip = elfhdr->e_entry;//在 env_alloc 中，唯独 eip 没有初始化
63.         // 现在为程序的初始堆栈映射一个页面
64.         // 虚拟地址 USTACKTOP - PGSIZE.
65.         region_alloc(e, (void *)(USTACKTOP  - PGSIZE), PGSIZE);
66. }

复制代码

这里的 ts 是用来存储 TSS 数据的结构体，位于 inc/mmu.h。
实际上，到了这里，Part A的练习已经完成，简单小结一下，异常发生后的处理过程

所以说，trap，带着 Trapframe 究竟做了什么呢，在进入 Part B 之前必要将这一切弄明白
JOS 的中断处理过程

先来看看 trap()做了什么
trap

1. // 使用 env_alloc 分配一个新环境，
2. // 使用 load_icode 将命名的精灵二进制文件载入其中，并设置其 env_type。
3. // 只有在运行第一个用户模式环境之前，内核初始化过程中才会调用该函数。
4. // 新环境的父 ID 被设置为 0。
5. void env_create(uint8_t *binary, enum EnvType type)
6. {
7.         // LAB 3: Your code here.
8.         struct Env * new_env;
9.         envid_t parent_id = 0;
10.         int r = env_alloc(&new_env, parent_id);
11.         if(r< 0)
12.                 panic("env_create error: %e", r);
13.         load_icode(new_env, binary);
15.         new_env->env_type = type;//顺带一体，env_alloc 默认已将type设为 ENV_TYPE_USER
16. }

复制代码

可以看到，trap 的主要工作就是调用 trap_dispatch 处理tf，然后调用 env_run 将控制交换给用户进程。trapdispatch是个需要我们后期补全的函数。

来源:https://www.cnblogs.com/toso/p/17810689.html
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