在操作系统中，有三种情况会导致CPU的控制流发生转移：用户态中通过ecall指令进入内核态；异常发生，如除零、访问非法地址；设备中断，如硬盘完成读写请求。上面这些情况可以统称为陷阱（trap）。
陷阱在一般情况下应该是透明的，即当执行完处理程序后能够恢复之前程序的状态。这就要求在陷入内核态时，内核要保存之前的寄存器等状态信息，当执行完处理程序之后再进行恢复。
在XV6中处理陷阱有以下四步：CPU进行硬件操作，汇编向量被设置，C陷阱处理程序决定如何处理，系统调用或设备驱动处理该陷阱。内核中通常分三种情况来分别处理这些陷阱：用户态陷阱、内核态陷阱、时钟中断。
RISC-V CPU有一系列控制寄存器来决定如何处理陷阱，这些寄存器是由内核来设置的。
stvec：陷阱处理程序入口，CPU会跳转到此处来处理陷阱sepc：保存陷阱发生时的pc，使用sret指令会将pc恢复scause：陷阱原因sscratch：内核保存特定的值，见下文sstatus：sstatus中的SIE位控制中断是否允许；SPP位表示陷阱来自用户模式还是监管模式。
当发生陷阱时，硬件会进行以下操作：
- 如果是设备中断，并且
SIE是清空的，就不响应 - 清空
SIE以关闭中断 - 保存
pc到sepc - 保存当前模式到
SPP - 设置
scause - 切换到监管模式
- 拷贝
stvec到pc - 开始执行处理程序
硬件不会自动切换内核页表和内核栈，也不会保存除pc以外的寄存器，处理程序必须完成上述工作。这样设计可以给软件更好的灵活性。而设置pc的工作必须由硬件完成，因为当切换到内核态时，用户指令可能会破坏隔离性。
用户态陷阱
XV6的用户态陷阱处理流程如下：uservec -> usertrap -> usertrapret -> userret。
由于CPU不会进行页表切换，因此用户页表必须包含uservec函数（stvec所指向的函数）的映射。该函数要将satp切换为内核页表，为了切换后的指令能继续执行，该函数必须在用户页表和内核页表中有相同的地址。为了满足上述要求，XV6将一个叫trampoline的页映射到相同的虚拟地址TRAMPOLINE，其中包含了trampoline.S的指令，并设置stvec为uservec。
uservec
在进入uservec函数时，所有的32个寄存器都是被中断代码所享有的，而uservec需要使用寄存器来执行指令，因此，RISC-V提供了sscratch寄存器，通过csrrw a0, sscratch, a0指令，保存a0，之后就可以使用a0寄存器了。
之后，函数就需要保存所有用户寄存器到trapframe结构体中，该结构体的地址在进入用户模式之前，被保存在sscratch寄存器中，因此经过之前的csrrw操作后，就被保存在a0中。当创建进程时，内核会申请一个页面保存trapframe，该页面就位于TRAMPOLINE下方，进程的p->trapframe也指向该页面。
最后，函数从trapframe中取出内核栈地址、hartid、usertrap的地址、内核页表地址，切换页表，跳转到usertrap函数。
usertrap
usertrap的工作即判断陷阱类型并处理，最后返回。函数首先将stvec设置为kernelvec的地址，使内核态发生的中断由kernelvec函数来处理。之后保存sepc寄存器，防止其被覆盖。然后判断陷阱类型，如果是系统调用，就将pc指向ecall的下一条指令，然后交给syscall函数处理；如果是设备中断，就交给devintr；否则就是异常，那么就终止该进程的运行。在最后会判断进程是否已经被杀死或者当发生时钟中断时，让出处理器。
usertrapret
该函数首先将stvec设置为uservec的地址，之后设置trapframe（这些内容在uservec中会使用到），然后恢复sepc寄存器。最后，调用userret函数。
最后，在userret函数中进行与uservec相反的步骤，将页表和寄存器进行恢复。
系统调用
以initcode.S中的系统调用为例，将两个参数分别放在a0 a1寄存器中，将系统调用号放在a7寄存器中，然后执行ecall指令。
# exec(init, argv)
.globl start
start:
la a0, init
la a1, argv
li a7, SYS_exec
ecall
而在syscall函数中，会取出a7的值，然后查找syscalls数组，找到相应的处理函数即sys_exec，交由该函数进行处理，最后将返回值放在trapframe->a0中。
内核态陷阱
内核态陷阱的处理路径为：kernelvec -> kerneltrap -> kernelvec
kernelvec
由于陷阱发生在内核态，因此，不需要对satp和栈指针进行处理，只需要保存所有通用寄存器即可。之后跳转到kerneltrap进行处理，当该函数返回后，再恢复所保存的寄存器。
kerneltrap
kerneltrap只需要处理两种陷阱：设备中断和异常。通过调用devintr判断是否为设备中断，如果不是设备中断，那么就是异常，且该异常发生在内核态，内核调用panic函数终止执行。如果是时钟中断，那么就让出处理器。由于yield函数会导致sepc sstatus寄存器被修改，因此在kerneltrap中要对其进行保存和恢复。
缺页异常
在XV6中，并没有对异常进行处理，仅仅是简单地kill或panic。而在真实操作系统中，会对异常进行具体的处理。例如使用缺页异常来实现COW（copy on write）fork。
在RISC-V中，有三种不同的缺页异常：load page faults（当load指令转换虚拟地址时发生），store page faults（当store指令转换虚拟地址时发生），instruction page faults（当指令的地址转化时发生）。在scause寄存器中保存了异常原因，stval中保存了转换失败的地址。
COW fork使子进程与父进程享有相同的物理页面，但是设置为只读的。当子进程或父进程执行store指令时，就会触发异常，此时再对页面进行拷贝，然后以读写的模式映射到父子进程的地址空间。
另一种技术是lazy allocation，当应用调用sbrk时，增长地址空间，但在页表中标记新地址为无效的。当在新地址上发生缺页异常后，才真正地分配物理页面给进程。
paging from disk即虚拟内存，操作系统选择一部分保存到磁盘上并标记页表项为无效，当读写该页面时再从磁盘中取回内存。除此之外，还有如automatically extending stacks 和 memory-mapped files等技术也使用了缺页异常。