RV32I 共 40 條指令(含 fence/ecall/ebreak),使用第 11 章介紹的六種格式。全部指令一覽:
| 類別 | 格式 | 指令 |
|---|---|---|
| 暫存器算邏 | R | add, sub, sll, slt, sltu, xor, srl, sra, or, and |
| 立即值算邏 | I | addi, slti, sltiu, xori, ori, andi, slli, srli, srai |
| 上位立即值 | U | lui, auipc |
| 載入 | I | lb, lh, lw, lbu, lhu |
| 儲存 | S | sb, sh, sw |
| 條件分支 | B | beq, bne, blt, bge, bltu, bgeu |
| 跳躍 | J / I | jal, jalr |
| 系統/序 | I | ecall, ebreak, fence |
主要 opcode(bits[6:0];bits[1:0] 恆為 11):
| OP-IMM = 0010011 | OP = 0110011 | LOAD = 0000011 | STORE = 0100011 |
| BRANCH = 1100011 | JAL = 1101111 | JALR = 1100111 | LUI = 0110111 |
| AUIPC = 0010111 | SYSTEM = 1110011 | MISC-MEM = 0001111 |
整數運算指令
暫存器—暫存器(R 型,opcode=0110011)
語意皆為 \(\texttt{rd} \leftarrow \texttt{rs1}\ \mathrm{op}\ \texttt{rs2}\);由 funct3 與 funct7 區分運算:
| 指令 | funct7 | funct3 | 語意 |
|---|---|---|---|
| add | 0000000 | 000 | rd = rs1 + rs2(溢位忽略) |
| sub | 0100000 | 000 | rd = rs1 \(-\) rs2 |
| sll | 0000000 | 001 | rd = rs1 \(\ll\) rs2[4:0](邏輯左移) |
| slt | 0000000 | 010 | rd = (rs1 \(<\) rs2) ? 1 : 0(帶號比較) |
| sltu | 0000000 | 011 | rd = (rs1 \(<\) rs2) ? 1 : 0(無號比較) |
| xor | 0000000 | 100 | rd = rs1 \(\oplus\) rs2 |
| srl | 0000000 | 101 | rd = rs1 \(\gg\) rs2[4:0](邏輯右移,補 0) |
| sra | 0100000 | 101 | rd = rs1 \(\gg\) rs2[4:0](算術右移,補符號) |
| or | 0000000 | 110 | rd = rs1 \(\mid\) rs2 |
| and | 0000000 | 111 | rd = rs1 & rs2 |
注意兩件事:(1) funct7 的 bit 30 是 add/sub 與 srl/sra 的唯一區分——解碼器只需看這一位;(2) 移位量取 rs2 的低 5 位(0–31)。
# 64 位元加法 (a1:a0) + (a3:a2) -> (a5:a4)
add a4, a0, a2 # 低字相加
sltu t0, a4, a0 # 進位: 結果 < 運算元 => 有進位
add a5, a1, a3 # 高字相加
add a5, a5, t0 # 加進位
# 零測試: seqz rd,rs = sltiu rd,rs,1
sltiu t1, a4, 1 # t1 = (a4==0) ? 1 : 0沒有旗標暫存器的 RISC-V 以 sltu 顯式求進位——相依關係全在暫存器裡,對亂序執行透明(第 14 章)。
立即值運算(I 型,opcode=0010011)
語意 \(\texttt{rd} \leftarrow \texttt{rs1}\ \mathrm{op}\ \mathrm{imm}\);imm 為 12 位元帶號數,符號延伸至 32 位元(範圍 \(-2048 \sim +2047\)):
| 指令 | funct3 | 語意 |
|---|---|---|
| addi | 000 | rd = rs1 + imm(addi rd,rs,0 即 mv;addi x0,x0,0 即 nop) |
| slti | 010 | rd = (rs1 \(<\) imm) ? 1:0(帶號) |
| sltiu | 011 | rd = (rs1 \(<\) imm) ? 1:0(無號;imm 先符號延伸再視為無號) |
| xori | 100 | rd = rs1 \(\oplus\) imm(xori rd,rs,\(-1\) 即 not) |
| ori | 110 | rd = rs1 \(\mid\) imm |
| andi | 111 | rd = rs1 & imm |
| slli | 001 | rd = rs1 \(\ll\) shamt(imm[4:0]=移位量,imm[11:5]=0000000) |
| srli | 101 | rd = rs1 \(\gg\) shamt(邏輯;imm[11:5]=0000000) |
| srai | 101 | rd = rs1 \(\gg\) shamt(算術;imm[11:5]=0100000) |
沒有 subi:用 addi 的負立即值即可——正交性省下一條指令。
上位立即值(U 型)
lui rd, imm20:rd = imm20 \(\ll\) 12(低 12 位清 0)。auipc rd, imm20:rd = PC + (imm20 \(\ll\) 12)——PC 相對定址的基石,支撐位置無關碼與大範圍跳轉。
# li t0, 0x12345678 展開為:
lui t0, 0x12345 # t0 = 0x12345000
addi t0, t0, 0x678 # t0 = 0x12345678
# 注意: 若低 12 位 >= 0x800, addi 會減(符號延伸),
# 組譯器自動把 lui 的值加 1 補償。
# 讀取距 PC 約 +0x1234 處的全域變數:
auipc t1, 0x1 # t1 = PC + 0x1000
lw t2, 0x234(t1)載入與儲存
唯一接觸記憶體的指令(載入/儲存架構,第 13 章)。有效位址 \(EA = \texttt{rs1} + \mathrm{imm12}\)(帶號)。
| 指令 | 格式 | funct3 | 語意 |
|---|---|---|---|
| lb | I | 000 | rd = 符號延伸(M[EA][7:0]) |
| lh | I | 001 | rd = 符號延伸(M[EA][15:0]) |
| lw | I | 010 | rd = M[EA][31:0] |
| lbu | I | 100 | rd = 零延伸(M[EA][7:0]) |
| lhu | I | 101 | rd = 零延伸(M[EA][15:0]) |
| sb | S | 000 | M[EA][7:0] = rs2[7:0] |
| sh | S | 001 | M[EA][15:0] = rs2[15:0] |
| sw | S | 010 | M[EA][31:0] = rs2 |
為什麼載入分帶號/無號、儲存不分?因為載入要把窄資料放進 32 位元暫存器,高位補什麼必須指明(C 的 char 用 lb、unsigned char 用 lbu);儲存只是截斷低位,無此問題。第 24 章實作記憶體存取單元時,這張表直接翻譯成位元組選擇與延伸邏輯。
條件分支(B 型,opcode=1100011)
比較 rs1 與 rs2,成立則 \(PC \leftarrow PC + \mathrm{imm13}\)(B 型立即值,\(\pm 4\) KiB,2 位元組對齊):
| 指令 | funct3 | 條件 |
|---|---|---|
| beq | 000 | rs1 == rs2 |
| bne | 001 | rs1 != rs2 |
| blt | 100 | rs1 \(<\) rs2(帶號) |
| bge | 101 | rs1 \(\ge\) rs2(帶號) |
| bltu | 110 | rs1 \(<\) rs2(無號) |
| bgeu | 111 | rs1 \(\ge\) rs2(無號) |
沒有 bgt/ble?交換運算元即可:bgt rs,rt,L = blt rt,rs,L(組譯器偽指令代勞)。與 x0 比較合成零測試:beqz rs,L = beq rs,x0,L。
跳躍與鏈結
jal rd, imm21(J 型):rd \(\leftarrow\) PC+4;PC \(\leftarrow\) PC + imm(\(\pm 1\) MiB)。慣例 rd=ra 作函式呼叫;rd=x0 即無條件跳躍j。jalr rd, imm12(rs1)(I 型):rd \(\leftarrow\) PC+4;PC \(\leftarrow\) (rs1+imm) & \(\sim\)1。用途:函式返回(ret=jalr x0,0(ra))、函式指標呼叫、switch 跳表、搭配 auipc 跳到任意 32 位元位址。
main:
jal ra, sum # 呼叫: ra = 返回位址
... # 返回後從這裡繼續
sum:
add a0, a0, a1 # 函式本體 (參數 a0,a1 -> 回傳 a0)
jalr x0, 0(ra) # 返回 (偽指令: ret)系統與記憶體序指令
ecall:環境呼叫——使用者程式請求作業系統服務(系統呼叫);觸發例外,進入更高特權模式(第 21 章)。ebreak:斷點——交還除錯環境。fence pred, succ:記憶體序柵欄:保證 pred 集合(R/W/I/O)中先前的操作,先於 succ 集合中後續操作對其他 hart/裝置可見(第 16 章 RVWMO)。單 hart 簡單實作可當 nop。
完整編碼範例
sw x7, 12(x2):S 型;imm=12=0000000 01100;rs2=7;rs1=2;funct3=010;opcode=0100011。 \[\underbrace{0000000}_{imm[11:5]}\,\underbrace{00111}_{rs2}\,\underbrace{00010}_{rs1}\,\underbrace{010}_{f3}\,\underbrace{01100}_{imm[4:0]}\,\underbrace{0100011}_{op} = \texttt{0x00712623}\] beq x5, x6, -8(往回 8 位元組):imm13=\(-8\)=1 111111 1100 0;B 型拆位:imm[12]=1, imm[10:5]=111111, imm[4:1]=1100, imm[11]=1。 \[\underbrace{1}_{12}\underbrace{111111}_{10:5}\,\underbrace{00110}_{rs2}\,\underbrace{00101}_{rs1}\,\underbrace{000}_{f3}\,\underbrace{1100}_{4:1}\underbrace{1}_{11}\,\underbrace{1100011}_{op} = \texttt{0xFE628CE3}\]
RV32I 沒有的東西(刻意)
乘除法(→M 擴展)、浮點(→F/D)、原子操作(→A)、位元旋轉(→Zbb)、條件搬移(→Zicond)、延遲槽(拒絕)、自動增量定址(拒絕)。「沒有」是特性:基礎集小,實作與驗證的最小成本就低;需要的功能以擴展選配。
本章重點回顧
RV32I=40 條指令、六種格式;opcode+funct3+funct7 三級解碼。
算邏指令:R 型(暫存器)與 I 型(12 位元帶號立即值);sub/sra 靠 bit 30 區分。
lui+addi 合成任意常數;auipc 是 PC 相對定址的基石。
載入區分帶號/無號延伸;儲存只截斷。分支比較合一、無旗標。
jal/jalr + ra 慣例合成呼叫/返回;ecall/ebreak/fence 連接特權層與記憶體模型。
複習問題
為什麼 RV32I 不需要 subi、not、neg、mv 指令?各如何合成?
sltiu rd, rs, 1為什麼等於「rs 是否為零」?手工組譯:
addi x10, x11, -5、lw x6, 8(x5)、jal x1, +16。li t0, 0xFFFFF800需要幾條指令?li t0, 0x7FF呢?寫出以 blt/bge 合成
ble a0,a1,L的方法。lb 與 lbu 讀取值 0x80 的結果各是什麼(32 位元十六進位)?
jalr 的目標為何要 & \(\sim\)1?(提示:C 擴展的 2 位元組對齊)
9 RISC-V International, ISA Manual Vol. I, ver. 20260120, Ch. “RV32I Base Integer Instruction Set, Version 2.1”. D. Patterson and A. Waterman, The RISC-V Reader, 2017. RISC-V Reference Card. https://riscv.org/technical/specifications/