使用者模式
在本章中，我們將執行前一章所建立的應用程式。
擷取可執行檔內容
在像 ELF 這樣的可執行檔格式中，載入位址（load address）會被記錄在檔案的檔頭（ELF 中是 program header）。然而，由於我們的應用程式執行映像是純二進位格式（raw binary），所以我們需要手動以固定的位址來處理它，如下所示：
// The base virtual address of an application image. This needs to match the
// starting address defined in `user.ld`.
#define USER_BASE 0x1000000接下來，我們要定義符號，以便在程式中使用嵌入在 shell.bin.o 裡的 raw binary：
extern char _binary_shell_bin_start[], _binary_shell_bin_size[];另外，也要更新 create_process 函式，讓它能夠啟動應用程式：
void user_entry(void) {
PANIC("not yet implemented");
}
struct process *create_process(const void *image, size_t image_size) {
/* omitted */
*--sp = 0; // s3
*--sp = 0; // s2
*--sp = 0; // s1
*--sp = 0; // s0
*--sp = (uint32_t) user_entry; // ra (changed!)
uint32_t *page_table = (uint32_t *) alloc_pages(1);
// Map kernel pages.
for (paddr_t paddr = (paddr_t) __kernel_base;
paddr < (paddr_t) __free_ram_end; paddr += PAGE_SIZE)
map_page(page_table, paddr, paddr, PAGE_R | PAGE_W | PAGE_X);
// Map user pages.
for (uint32_t off = 0; off < image_size; off += PAGE_SIZE) {
paddr_t page = alloc_pages(1);
我們已經修改了 create_process 函式，讓它接受執行映像的指標 (image)以及映像大小 (image_size)作為參數。它會根據指定的大小，逐頁複製執行映像，並將這些頁面映射到該行程的分頁表中。此外，它會將第一次上下文切換（context switch）時要跳轉的目標位址設定為 user_entry。目前我們會先將 user_entry 留空，作為預留的跳轉點。
WARNING
如果你直接映射執行映像而沒有進行複製，那麼執行相同應用程式的多個行程將會共用相同的實體頁面，這會破壞記憶體的隔離機制！
最後，請修改呼叫 create_process 的地方，讓它能夠建立一個使用者行程（user process）：
void kernel_main(void) {
memset(__bss, 0, (size_t) __bss_end - (size_t) __bss);
printf("\n\n");
WRITE_CSR(stvec, (uint32_t) kernel_entry);
idle_proc = create_process(NULL, 0); // updated!
idle_proc->pid = 0; // idle
current_proc = idle_proc;
// new!
create_process(_binary_shell_bin_start, (size_t) _binary_shell_bin_size);
yield();
PANIC("switched to idle process");
}讓我們來試試看，並使用 QEMU monitor 檢查執行映像是否正確被映射到記憶體中：
(qemu) info mem
vaddr paddr size attr
-------- ---------------- -------- -------
01000000 0000000080265000 00001000 rwxu---
01001000 0000000080267000 00010000 rwxu---我們可以看到實體位址 0x80265000 已被映射到虛擬位址 0x1000000（也就是 USER_BASE）。接著我們來查看這個實體位址的內容。要顯示實體記憶體的內容，可以使用 xp 指令：
(qemu) xp /32b 0x80265000
0000000080265000: 0x37 0x05 0x01 0x01 0x13 0x05 0x05 0x26
0000000080265008: 0x2a 0x81 0x19 0x20 0x29 0x20 0x00 0x00
0000000080265010: 0x01 0xa0 0x00 0x00 0x82 0x80 0x01 0xa0
0000000080265018: 0x09 0xca 0xaa 0x86 0x7d 0x16 0x13 0x87看起來確實有一些資料被載入了。請檢查 shell.bin 的內容，來確認它是否與記憶體中的資料相符：
$ hexdump -C shell.bin | head
00000000 37 05 01 01 13 05 05 26 2a 81 19 20 29 20 00 00 |7......&*.. ) ..|
00000010 01 a0 00 00 82 80 01 a0 09 ca aa 86 7d 16 13 87 |............}...|
00000020 16 00 23 80 b6 00 ba 86 75 fa 82 80 01 ce aa 86 |..#.....u.......|
00000030 03 87 05 00 7d 16 85 05 93 87 16 00 23 80 e6 00 |....}.......#...|
00000040 be 86 7d f6 82 80 03 c6 05 00 aa 86 01 ce 85 05 |..}.............|
00000050 2a 87 23 00 c7 00 03 c6 05 00 93 06 17 00 85 05 |*.#.............|
00000060 36 87 65 fa 23 80 06 00 82 80 03 46 05 00 15 c2 |6.e.#......F....|
00000070 05 05 83 c6 05 00 33 37 d0 00 93 77 f6 0f bd 8e |......37...w....|
00000080 93 b6 16 00 f9 8e 91 c6 03 46 05 00 85 05 05 05 |.........F......|
00000090 6d f2 03 c5 05 00 93 75 f6 0f 33 85 a5 40 82 80 |m......u..3..@..|嗯，用十六進位看起來不太直觀。我們來反組譯機器碼，看看是否與預期的指令相符：
(qemu) xp /8i 0x80265000
0x80265000: 01010537 lui a0,16842752
0x80265004: 26050513 addi a0,a0,608
0x80265008: 812a mv sp,a0
0x8026500a: 2019 jal ra,6 # 0x80265010
0x8026500c: 2029 jal ra,10 # 0x80265016
0x8026500e: 0000 illegal
0x80265010: a001 j 0 # 0x80265010
0x80265012: 0000 illegal它會計算並填入初始的堆疊指標（stack pointer）值，然後呼叫兩個不同的函式。如果我們將這些內容與 shell.elf 的反組譯結果相比對，就可以確認它們確實一致。
$ llvm-objdump -d shell.elf | head -n20
shell.elf: file format elf32-littleriscv
Disassembly of section .text:
01000000 <start>:
1000000: 37 05 01 01 lui a0, 4112
1000004: 13 05 05 26 addi a0, a0, 608
1000008: 2a 81 mv sp, a0
100000a: 19 20 jal 0x1000010 <main>
100000c: 29 20 jal 0x1000016 <exit>
100000e: 00 00 unimp
01000010 <main>:
1000010: 01 a0 j 0x1000010 <main>
1000012: 00 00 unimp切換到使用者模式
為了執行應用程式，我們需要使用一種 CPU 模式稱為使用者模式（user mode），在 RISC-V 中則稱為 U-Mode。
#define SSTATUS_SPIE (1 << 5)// ↓ __attribute__((naked)) is very important!
__attribute__((naked)) void user_entry(void) {
__asm__ __volatile__(
"csrw sepc, %[sepc] \n"
"csrw sstatus, %[sstatus] \n"
"sret \n"
:
: [sepc] "r" (USER_BASE),
[sstatus] "r" (SSTATUS_SPIE)
);
}從 S-Mode 切換到 U-Mode 是透過 sret 指令完成的。但在實際切換模式之前，需要對兩個 CSR（控制暫存器）進行寫入：
- 設定
sepc暫存器，指定切換到 U-Mode 時的程式計數器（Program Counter）位置。也就是說，這是sret執行後會跳轉到的位址。 - 設定
sstatus暫存器中的SPIE位元。啟用這個位元表示進入 U-Mode 時會允許硬體中斷，並在發生中斷時跳轉到stvec中指定的中斷處理函式（handler）。
TIP
在本書中，我們並不使用硬體中斷，而是改用輪詢（polling）方式，所以其實不需要設 SPIE 位元。不過，明確地關閉中斷會比默默忽略來得更清楚，是比較好的做法。
嘗試進入使用者模式
現在就來試試看吧！不過因為 shell.c 只是執行一個無限迴圈，所以從畫面上其實看不出來它有沒有正常執行。我們可以改用 QEMU monitor 來觀察：
(qemu) info registers
CPU#0
V = 0
pc 01000010看起來 CPU 正在不斷地執行 0x1000010 這個位址的指令。雖然看起來一切運作正常，但總覺得不滿意。所以我們來試試看能不能觀察到一些只有在 U-Mode 才會出現的行為。請在 shell.c 中加上一行程式碼：
#include "user.h"
void main(void) {
*((volatile int *) 0x80200000) = 0x1234; // new!
for (;;);
}0x80200000 是核心所使用的記憶體區域，並已在分頁表中被映射。但由於這是一個未設定 U（User）位元的核心頁面，當使用者模式嘗試存取時，應該會發生例外（page fault），然後核心應該會 panic。讓我們來試試看吧：
$ ./run.sh
PANIC: kernel.c:71: unexpected trap scause=0000000f, stval=80200000, sepc=0100001a第 15 號例外（scause = 0xf = 15）對應的是「Store/AMO 頁面錯誤（Store/AMO page fault）」。而且 sepc 中的程式計數器（PC）也正好指向我們在 shell.c 中加上的那一行：
$ llvm-addr2line -e shell.elf 0x100001a
/Users/seiya/dev/os-from-scratch/shell.c:4恭喜你！你已經成功執行了你的第一個應用程式！是不是覺得很驚訝，其實實作使用者模式（User Mode）這麼簡單？其實核心和一般應用程式非常相似-- 只是它擁有更多的特權（privileges）罷了。