在操作系統中，有三種情況會導致CPU的控制流發生轉移：用戶態中通過ecall指令進入內核態；異常發生，如除零、訪問非法地址；設備中斷，如硬盤完成讀寫請求。上面這些情況可以統稱為陷阱（trap）。
陷阱在一般情況下應該是透明的，即當執行完處理程序后能夠恢復之前程序的狀態。這就要求在陷入內核態時，內核要保存之前的寄存器等狀態信息，當執行完處理程序之后再進行恢復。
在XV6中處理陷阱有以下四步：CPU進行硬件操作，匯編向量被設置，C陷阱處理程序決定如何處理，系統調用或設備驅動處理該陷阱。內核中通常分三種情況來分別處理這些陷阱：用戶態陷阱、內核態陷阱、時鍾中斷。
RISC-V CPU有一系列控制寄存器來決定如何處理陷阱，這些寄存器是由內核來設置的。
stvec：陷阱處理程序入口，CPU會跳轉到此處來處理陷阱sepc：保存陷阱發生時的pc，使用sret指令會將pc恢復scause：陷阱原因sscratch：內核保存特定的值，見下文sstatus：sstatus中的SIE位控制中斷是否允許；SPP位表示陷阱來自用戶模式還是監管模式。
當發生陷阱時，硬件會進行以下操作：
- 如果是設備中斷，並且
SIE是清空的，就不響應 - 清空
SIE以關閉中斷 - 保存
pc到sepc - 保存當前模式到
SPP - 設置
scause - 切換到監管模式
- 拷貝
stvec到pc - 開始執行處理程序
硬件不會自動切換內核頁表和內核棧，也不會保存除pc以外的寄存器，處理程序必須完成上述工作。這樣設計可以給軟件更好的靈活性。而設置pc的工作必須由硬件完成，因為當切換到內核態時，用戶指令可能會破壞隔離性。
用戶態陷阱
XV6的用戶態陷阱處理流程如下：uservec -> usertrap -> usertrapret -> userret。
由於CPU不會進行頁表切換，因此用戶頁表必須包含uservec函數（stvec所指向的函數）的映射。該函數要將satp切換為內核頁表，為了切換后的指令能繼續執行，該函數必須在用戶頁表和內核頁表中有相同的地址。為了滿足上述要求，XV6將一個叫trampoline的頁映射到相同的虛擬地址TRAMPOLINE，其中包含了trampoline.S的指令，並設置stvec為uservec。
uservec
在進入uservec函數時，所有的32個寄存器都是被中斷代碼所享有的，而uservec需要使用寄存器來執行指令，因此，RISC-V提供了sscratch寄存器，通過csrrw a0, sscratch, a0指令，保存a0，之后就可以使用a0寄存器了。
之后，函數就需要保存所有用戶寄存器到trapframe結構體中，該結構體的地址在進入用戶模式之前，被保存在sscratch寄存器中，因此經過之前的csrrw操作后，就被保存在a0中。當創建進程時，內核會申請一個頁面保存trapframe，該頁面就位於TRAMPOLINE下方，進程的p->trapframe也指向該頁面。
最后，函數從trapframe中取出內核棧地址、hartid、usertrap的地址、內核頁表地址，切換頁表，跳轉到usertrap函數。
usertrap
usertrap的工作即判斷陷阱類型並處理，最后返回。函數首先將stvec設置為kernelvec的地址，使內核態發生的中斷由kernelvec函數來處理。之后保存sepc寄存器，防止其被覆蓋。然后判斷陷阱類型，如果是系統調用，就將pc指向ecall的下一條指令，然后交給syscall函數處理；如果是設備中斷，就交給devintr；否則就是異常，那么就終止該進程的運行。在最后會判斷進程是否已經被殺死或者當發生時鍾中斷時，讓出處理器。
usertrapret
該函數首先將stvec設置為uservec的地址，之后設置trapframe（這些內容在uservec中會使用到），然后恢復sepc寄存器。最后，調用userret函數。
最后，在userret函數中進行與uservec相反的步驟，將頁表和寄存器進行恢復。
系統調用
以initcode.S中的系統調用為例，將兩個參數分別放在a0 a1寄存器中，將系統調用號放在a7寄存器中，然后執行ecall指令。
# exec(init, argv)
.globl start
start:
la a0, init
la a1, argv
li a7, SYS_exec
ecall
而在syscall函數中，會取出a7的值，然后查找syscalls數組，找到相應的處理函數即sys_exec，交由該函數進行處理，最后將返回值放在trapframe->a0中。
內核態陷阱
內核態陷阱的處理路徑為：kernelvec -> kerneltrap -> kernelvec
kernelvec
由於陷阱發生在內核態，因此，不需要對satp和棧指針進行處理，只需要保存所有通用寄存器即可。之后跳轉到kerneltrap進行處理，當該函數返回后，再恢復所保存的寄存器。
kerneltrap
kerneltrap只需要處理兩種陷阱：設備中斷和異常。通過調用devintr判斷是否為設備中斷，如果不是設備中斷，那么就是異常，且該異常發生在內核態，內核調用panic函數終止執行。如果是時鍾中斷，那么就讓出處理器。由於yield函數會導致sepc sstatus寄存器被修改，因此在kerneltrap中要對其進行保存和恢復。
缺頁異常
在XV6中，並沒有對異常進行處理，僅僅是簡單地kill或panic。而在真實操作系統中，會對異常進行具體的處理。例如使用缺頁異常來實現COW（copy on write）fork。
在RISC-V中，有三種不同的缺頁異常：load page faults（當load指令轉換虛擬地址時發生），store page faults（當store指令轉換虛擬地址時發生），instruction page faults（當指令的地址轉化時發生）。在scause寄存器中保存了異常原因，stval中保存了轉換失敗的地址。
COW fork使子進程與父進程享有相同的物理頁面，但是設置為只讀的。當子進程或父進程執行store指令時，就會觸發異常，此時再對頁面進行拷貝，然后以讀寫的模式映射到父子進程的地址空間。
另一種技術是lazy allocation，當應用調用sbrk時，增長地址空間，但在頁表中標記新地址為無效的。當在新地址上發生缺頁異常后，才真正地分配物理頁面給進程。
paging from disk即虛擬內存，操作系統選擇一部分保存到磁盤上並標記頁表項為無效，當讀寫該頁面時再從磁盤中取回內存。除此之外，還有如automatically extending stacks 和 memory-mapped files等技術也使用了缺頁異常。