一、中断与流水线的回顾
1.1 中断在流水线中的复杂性
在单周期CPU中，中断处理很简单——确定把当前这一条指令执行完即可。但进入流水线后，事情变得复杂。
当中断到来时，PC已经指向了fetch阶段，流水线中可能有多条指令在不同的阶段（fetch、decode、execute、memory、writeback）。如果直接清空所有流水级，PC已经算出了新值，前面的指令还在继续跑着。
中断的设计就要知道——发出的中断不是说马上来，必须得把手头上的事情干完。一旦到了流水线以后就变得很复杂。
二、RISC-V 指令系统——从批评到理解
2.1 RISC-V 指令集的整体印象
一开始看 RISC-V 的指令编码表格，觉得和 MIPS 一样就是画个二维表格，横坐标是 opcode，纵坐标是 funct，往里填指令。但仔细分析后发现，设计一个指令集远没有批评那么容易。
批评总是很容易的。真想自己实践干一下还是挺有挑战的。试图对 RISC-V 做些改进，但想来想去，最多也就是能把 OP 从最后挪到前面跟 MIPS 一样——做一些表面 polish，实际也没什么用。
2.2 为什么指令字段要对齐
RISC-V 指令格式的核心设计原则之一是字段对齐。不同类型的指令虽然格式不同，但关键字段（如 rs1、rs2、rd）总是出现在相同的位置。
对齐的好处在于硬件的指令预处理：
- 在流水线很深的情况下，硬件希望尽早开始工作。比如一拿到指令，不用等完全译码就能去取寄存器操作数。
- 如果 rs1、rs2 字段位置固定，硬件可以直接”拉着数据就去取”，取出来以后最多用不到扔掉——组合逻辑判断一下就扔了。
- 但如果字段不对齐，硬件必须等到 OP code 译码完毕才能判断指令类型，然后才能去取数，这样就没办法把流水线分得更细。
对齐的好处是——管你的，先去取了以后大概率至少有六分之四都是能用的，每一个环节就全力以赴。
2.3 RISC-V 六个基本指令格式
RISC-V 基础整数指令集（RV32I）有六种指令格式：
| 格式 | 用途 | 关键特征 |
|---|---|---|
| R-type | 寄存器-寄存器运算（add, sub, and, or 等） | 三个寄存器操作数，7位funct7 + 3位funct3 |
| I-type | 带立即数的运算、load指令、JALR | 12位立即数，rs1/rd/funct3字段与R型对齐 |
| S-type | store指令 | 立即数拆成两部分（[11:5]和[4:0]），rs2替代rd位置 |
| B-type | 条件分支 | 立即数重排（无[0]位），与S型字段对齐 |
| U-type | LUI、AUIPC | 20位高位立即数，无rs1/rs2 |
| J-type | JAL | 20位立即数，特殊排列 |
2.4 寄存器字段的扩展空间
RISC-V 在 R-type 指令中给 funct7 留了 7 位，funct3 留了 3 位，加上 7 位的 opcode，这意味着任何一条指令后面还跟着约 1024 个功能的扩展空间（2^10 = 1024）。
MIPS 只给了 16 个 I-type 指令编码位，而 RISC-V 给了 12 个——虽然看起来少了，但 RISC-V 的设计哲学是：指令格式种类多（R/I/S/B/U/J 共六种 vs MIPS 的三种），每种内部有更多的扩展空间。
2.5 “师出有名”——指令编码的约束
RISC-V 明确规定了哪些 opcode 空间给哪种指令类型。比如某一段是 R-type，某一段是 I-type。这样做的好处是：
- 以后扩展时，你只能在对应类型的空间里填新指令。
- 如果你要在 I-type 的空间里塞一个奇怪的指令，就必须向别人解释”为什么一个以前是 I-type 指令的东西，现在是一个其他的指令了”。
名不正则言不顺——这就把自己给框住了。但反过来想，这种”自缚手脚”恰恰是设计智慧——明确了分类原则后，每个类型内部都有预留空间（reserved），随着应用发展，这些预留空间可以逐步启用。
2.6 指令集是”活的”
指令集不是一个死的东西，而是非常具有生命力的东西。当年有计算机的时候，谁知道会天天看电影、听音乐？后来就把向量和 media 相关指令加上去了。后来谁知道要天天做神经元计算？神经元计算需要浮点，浮点指令就要跟上。
面对这些变化，必须把指令集做成一个可扩展的。这就是 RISC-V 设计的核心优势——分类以后给每个类型留下了很大的发展空间。
2.7 核心指令集 I 与嵌入式
RV32I（或 RV64I）是最基本的核心指令集。有了 I 就能做嵌入式 CPU，嵌入式 CPU 就可以卖很多量。
RISC-V 已经卖了几十亿片了——大量的嵌入式设备。一个激光笔的遥控器里面可能都有一个小处理器。嵌入式处理器的要求是便宜，4 比特的处理器在洗衣机里也存在——洗衣机咕噜咕噜转，它算上一分钟也给你算过来了，不需要很快。
三、RISC-V 的模块化扩展
3.1 模块化设计理念
RISC-V 采用模块化的指令集扩展架构：
| 字母 | 含义 | 说明 |
|---|---|---|
| I | 基本整数指令集 | 必须支持，嵌入式 CPU 的最小配置 |
| M | 乘除法指令 | MUL, DIV 等 |
| A | 原子指令 | Atomic operations |
| F | 单精度浮点 | Float |
| D | 双精度浮点 | Double |
| C | 压缩指令 | 16位指令扩展 |
| G | 通用组合 | G = IMAFD |
每个模块可以独立支持。你只要在卖芯片时把支持的字母标上去，大家就知道你能做什么。编译器也可以通过编译选项（如 -march=rv32imc）知道目标芯片的能力。
这个想法确实很巧妙——把它分开。因为有的时候需要支持操作系统，有的时候只是个嵌入式，不一定要那么多操作。
3.2 运行操作系统的需要
如果要在 RISC-V 上跑操作系统（如 Linux），一般需要 G = IMAFD，再加上特权架构：
- M 模式（Machine Mode）：最高权限，可以控制所有资源
- S 模式（Supervisor Mode）：监管者模式，相当于操作系统核心，管理虚拟内存、页表、系统调用、中断
- U 模式（User Mode）：用户模式，普通应用程序，不能操作页表等特权资源
如果只跑嵌入式 Linux，不一定需要全部三种模式。
3.3 扩展指令集的内容
M 扩展增加了：12 条整数乘除法指令、6 条移位指令、3 条加减运算指令。
后续扩展还包括向量/多媒体指令。多媒体指令本质上都是在做向量运算（矩阵运算是向量运算的高维扩展）。现在神经网络大量使用向量运算，未来还会冒出什么新指令不好说。
四、大立即数的加载——LUI + ADDI 技巧
4.1 问题：12 位不够怎么办
RISC-V 的 I-type 指令只有 12 位立即数。如果需要在寄存器中放入一个 32 位的值怎么办？
解决方案：LUI（Load Upper Immediate）+ ADDI 组合。
- LUI 将 20 位立即数加载到寄存器的高 20 位，低 12 位清零
- ADDI 再加上低 12 位的立即数
这样两条指令就能构造出任意的 32 位立即数。
4.2 举例：加载 x = 8191
对于 int x = 8191（正的 8191），直接使用：
LUI x5, 1 # x5 = 0x00001000 (高20位放了1，即 2^12)
ADDI x5, x5, -1 # x5 = 4096 + (-1) = 4095, 但这就是8191吗？
实际上 8191 = 0x1FFF。LUI 加载高位需要计算：如果 LUI x5, 0 然后 ADDI x5, x5, 8191，但这会触发符号扩展的问题。
4.3 ADDI 的符号扩展陷阱
这里有一个关键的设计细节：ADDI 指令在执行加法前，会先对 12 位立即数做符号扩展（sign-extend）到 32 位。
以 int x = -8191 为例：
- -8191 的 32 位表示为
0xFFFFE001 - 如果用 LUI 加载高位
0xFFFFE（即高 20 位全 1），再 ADDI 加0x001 - 但 ADDI 的 12 位立即数是
0x001，符号扩展后变成0x00000001 - LUI 结果 +
0x00000001会产生进位，导致高位溢出变成0x00000000
ADDI 实际上做了一个符号扩展。最高位上那个 1 加进去以后，给进位了——不行。
4.4 编译器需要判断
编译器的解决办法：在生成代码时判断立即数的范围。
- 如果低 12 位的最高位（第 11 位）是 1，说明符号扩展后会是负数（高位全 1），此时需要先 LUI 加 1，再 ADDI 减来补偿。
以 8191 为例（0x00001FFF），正确的做法是：
LUI x5, 2 # x5 = 0x00002000 = 8192
ADDI x5, x5, -1 # x5 = 8192 + (-1) = 8191
RISC-V 的设计选择是”尽量简单点，有事你们找软件的同学”。好消息是，对软件工程师来说，责任越大，价值也越高。
五、压缩指令（C 扩展）
5.1 16 位压缩指令的本质
压缩指令每一条 16 位，但每一条 16 位指令都对应一条功能完整的 32 位指令。执行时由硬件先转换为 32 位指令再执行。
没省一点事——就省了一点存储（代码存储的 memory）。执行没有省一丁点时间。
5.2 为什么 RISC-V 还要做压缩指令
在嵌入式场景中，代码存储空间非常宝贵。嵌入式系统的 Flash/ROM 容量有限，压缩指令能显著减少代码体积。虽然个人不太喜欢这个设计，但嵌入式开发者确实需要。
屁股决定脑袋。如果节约了给自己，马上可能就觉得好了。每个人看问题的立场不同——计算机组成这门课最大的关键就是告诉你坐在哪个位置上的时候，是怎么看待这个问题的。
六、32 位与 64 位 RISC-V
6.1 核心判断标准
一个指令集是多少位的，核心是什么？是那个数据总线。数据总线由谁决定？寄存器的宽度。
寄存器的位宽 = 数据总线的位宽。你不可能说寄存器还小，每次取两个寄存器拼到数据线上——那是低效的。
- RV32：32 位寄存器，32 位数据总线
- RV64：64 位寄存器，64 位数据总线
注意：64 位指令指的不是每条指令 64 位长，而是处理器一次处理 64 位数据。64 位架构下指令仍然是 32 位的（除了 C 扩展的 16 位）。
6.2 64 位架构下加载 32 位数
在 64 位架构中将一个 32 位数装入 64 位寄存器，关键是高 32 位的扩展：
- 低 32 位直接加载
- 高 32 位需要根据符号做符号扩展
依然使用 LUI + ADDI 这对标准指令来完成。
七、乘法与除法指令（M 扩展）
7.1 MUL 指令家族
RISC-V 的乘法指令有四个变体：
| 指令 | 含义 |
|---|---|
| MUL | 乘法，保存结果的低 32 位 |
| MULH | 有符号乘，保存结果的高 32 位 |
| MULHSU | 有符号 x 无符号，保存结果的高 32 位 |
| MULHU | 无符号乘，保存结果的高 32 位 |
7.2 为什么需要两条指令得到 64 位乘积
两个 32 位数相乘，结果理论上一定是 64 位的范围。但寄存器只有 32 位宽。
- 光拿 MUL 只能得到低 32 位——这就像背乘法口诀”九九八十一”，光记末尾的”一”是不行的。
- 必须再用 MULH（取高 32 位）把完整结果保存在两个寄存器中。
数据已经有了——一定是从高到低都存在，所以需要两条连续指令。但实际执行的时候，乘法器是一次就把完整结果算出来的，把它放到高 32 位和低 32 位两个寄存器里。
7.3 没有溢出检测
RISC-V 的乘除法指令不检查溢出，也不触发溢出异常。溢出与否由软件自己判断。
7.4 除零的特殊处理
和 x86 不同，RISC-V 的除法不触发硬件异常：
- x86：除零直接硬件中断，跳转到中断服务程序，代码不会继续执行
- RISC-V：除零不报异常，代码继续跑。结果被设置为特殊值——商全 1，余数等于被除数
但问题在于：当你发现商为全 1、余数为被除数时，到底是溢出了还是除零了？——由程序员自己判断。
x86 是硬件直接中断了。对于 RISC-V 来讲，代码还在一步步跑着，没死。但查手册说——这不对。这就是 RISC-V 的设计选择：不报硬件错误，各凭本事去处理。
八、过程调用——JAL 与 JALR
8.1 为什么要有专门的过程调用指令
从硬件角度看，一个简单的 jump 或者 branch（BEQ/BNE）就能跳转到任何地方。但函数调用需要解决几个额外问题：
- 参数传递：如何从调用程序把参数传递到被调用程序？
- 控制转移：如何从调用程序执行转移到被调用程序？
- 返回机制：如何从被调用程序返回到调用程序？
- 寄存器保护：如何保证调用程序中的寄存器内容不被破坏？
8.2 JAL 与 JALR 的分工
- JAL（Jump And Link）：跳转到目标地址，同时把返回地址（PC+4）保存到 rd 寄存器
- JALR（Jump And Link Register）：跳转到 rs1 + 立即数 指定的地址，同时保存返回地址。用于函数返回时，把 ra 中的返回地址恢复到 PC
8.3 RISC-V 的寄存器调用约定
| 寄存器 | 别名 | 用途 |
|---|---|---|
| x0 | zero | 恒为 0 |
| x1 | ra | 返回地址（Return Address） |
| x2 | sp | 栈指针（Stack Pointer） |
| x3 | gp | 全局指针（Global Pointer） |
| x4 | tp | 线程指针（Thread Pointer） |
| x5-x7 | t0-t2 | 临时寄存器（调用者不保存） |
| x8 | s0/fp | 保存寄存器 / 帧指针（Frame Pointer） |
| x9 | s1 | 保存寄存器 |
| x10-x11 | a0-a1 | 函数参数 / 返回值 |
| x12-x17 | a2-a7 | 函数参数 |
| x18-x27 | s2-s11 | 保存寄存器（被调用者保存） |
| x28-x31 | t3-t6 | 临时寄存器 |
8.4 参数传递：寄存器优先
RISC-V 使用寄存器来传递函数参数（前 8 个参数用 a0-a7）。这和 x86-32 不同（x86-32 用栈传参），x86-64 也改用寄存器传参了。
寄存器的好处是快。放栈上是一次 memory 写操作——memory 多长时间能写进去？memory 有空没？也许 memory 说”我正忙着”。
如果参数太多（超过 8 个），可以通过指针指向内存中的数据结构来传递更多数据。返回值放在 a0 和 a1。
8.5 调用过程的六个步骤
从调用程序 P 调用被调用程序 Q 的完整流程：
- 传递参数：把参数放入 Q 能访问的地方（a0-a7 寄存器）
- 保存返回地址：把 P 中的返回地址存到特定地方（ra/x1 寄存器）
- 转移控制：执行 JAL 跳转到 Q 的入口
- 分配局部空间：为 Q 的局部变量分配空间（栈上分配 memory）
- 执行 Q：执行 Q 的逻辑，把返回值放到 P 能访问的地方（a0-a1）
- 返回：取出返回地址（从 ra），执行 JALR 跳回 P，恢复调用场景
8.6 寄存器保护：调用者保存 vs 被调用者保存
- 临时寄存器（t0-t6）：调用者不保存，被调用者可以随意使用。如果调用者需要这些值，自己先存好。
- 保存寄存器（s0-s11）：被调用者在使用前必须先把原来的值保存到栈上，返回前恢复。
- ra（x1）：特别重要——如果 Q 内部还要调用其他函数（嵌套调用），必须先把 ra 保存起来，否则会被覆盖。
8.7 栈——硬件视角
在硬件视角下，栈就是一个 memory 访问。只不过硬件上面的空间很小，放了一点点。约定哪一段是 user stack，哪一段是 kernel memory，只是大家知道了这个约定而已。
- 栈就是一整块 memory，只是大家约定栈指针（sp）指向栈顶
- 压栈 = 一次 memory 写操作
- 返回地址可以放寄存器（ra）以求快，也可以放栈上（多做几次恢复操作）
- 所谓”内核栈”和”用户栈”的本质区别只是地址范围不同、权限不同
都是起的名字来吓唬人的。在硬件眼里全都是 memory，就是地址。
附录：学术讨论
- 流水线与中断：流水线 CPU 中中断处理的复杂性。
- 大模型工具：推荐使用大模型辅助读论文、查资料，如 Google NotebookLM 等工具。
- 学术研究：本科生解决有标准答案的问题，硕士生解决导师知道方法但没做过的问题，博士生在人类知识边界上”冒个小尖尖”。学术诚信极端重要——计算机领域造假相对容易发现，因为代码和数据可以复现。