第二章：批处理与系统调用

一个应用输出结果后退出，内核接着装载下一个应用。若应用执行了非法指令，内核也需要取得控制权，结束该应用并继续批次。

本章把应用放在用户态执行，将装载、输出和退出交给监督者模式的内核。应用执行 ecall 请求服务；异常入口保存应用的寄存器，内核处理请求后恢复这些寄存器，再从用户程序的继续执行位置运行。

从一个程序到一批应用

第一章的内核已经能够使用栈、输出字符和结束运行。第二章在内核映像中加入用户应用的二进制及其位置表。装载器根据表中相邻的两个地址找到应用，将它复制到固定执行地址 0x80400000。

同一时刻只有一个应用执行。退出或发生本章处理的异常后，下一应用覆盖这一执行区域，再使用重新建立的用户上下文启动。第三章将保留多个应用的代码和执行状态，使它们能够暂停后继续运行。

图中的普通系统调用沿右侧路径返回原应用；退出和应用异常沿下方路径装载下一应用。两条路径对上下文的处理不同：前者保留当前寄存器，后者建立新应用的初始寄存器。

硬件入口与软件保存

用户态执行 ecall 后，处理器记录异常指令地址与原因，切换到监督者模式，并跳转到 stvec 指定的入口。入口汇编再保存通用寄存器，准备内核栈，调用 Rust 或 C 的处理函数。

处理器不会自动把全部通用寄存器压入内存，也不会替软件准备内核调用栈。寄存器保存区与栈必须有足够空间，并在处理请求期间保持有效。两套实现分别把用户上下文放在内核栈顶和独立的 trap_page 中。

本章使用裸地址运行，satp 为零。特权级限制了用户程序可执行的指令，内核与应用之间的普通内存访问权限还没有通过独立页表划分。第四章将加入地址转换与页级权限。

一次 write 如何返回

用户程序把系统调用号 64 放入 a7，将文件描述符、缓冲区地址和长度放入 a0、a1、a2，再执行 ecall。异常入口保存的寄存器就是内核分发请求的依据。

内核将保存的 sepc 增加 4，调用写接口，把返回值写回保存的 a0。异常返回恢复通用寄存器和控制状态，执行 sret。用户程序继续执行 ecall 后面的指令，并在 a0 中取得结果。这里的 4 对应 ecall 的指令长度。

系统调用使用的地址来自用户寄存器。文件描述符、用户地址和字符编码由不同的代码处理；两套实现的检查路径分别见 rCore 实现和 uCore 实现。

退出与应用异常

系统调用 93 表示退出。退出路径装载下一应用，为它建立入口地址、用户栈指针和用户态返回状态。原应用的退出调用不会返回。

访问异常与非法指令也会使执行流离开用户程序。内核依据异常原因决定处理方式。两套参考实现的具体分支不同，阅读时可以沿 rCore 的异常分发和 uCore 的异常分发查看。

沿运行记录检查上下文

先选择一条用户系统调用，再按以下顺序查看相邻事件：

1. 在 ecall 记录中读取 a7、参数及 sepc。
2. 查看异常处理函数的入口参数和 sp，确定用户上下文与内核栈的位置。
3. 在返回前的上下文中检查 sepc 和 a0。
4. 对退出路径查看下一应用的装载与初始上下文。

关于特权级和异常上下文，可继续阅读 rCore 教程第二章。