前言

本文最初完成于幾年之前，彼時作者正在 ARM 公司擔任執(zhí)行核心驗證工程師職位。作者當時的工作深入或圍繞多種處理器核心，而文中提到的觀點深受這些經(jīng)驗的影響，換句話說，這些觀點存在不同程度的偏見。

作者依舊堅持認為 RISC-V 的設計并不完美，但同時也承認，如果現(xiàn)在需要搭建一個 32 或 64 位的 CPU，他在實現(xiàn)構建時也會從現(xiàn)有工具中受益。

本文主要基于 RISC-V ISA 規(guī)范 v2.0，部分已更新至 v2.2。

一些觀點

RISC-V ISA 對極簡主義的追求鉆了牛角尖，它極力強調減少指令數(shù)量，規(guī)范編碼等等。而這種追求則導致了錯誤的正交性（分支、調用、返回時重復使用同一指令），以及對贅余指令的需求，這些在程序大小和指令數(shù)量上都會影響到代碼密度。

以下面的 C 代碼為例：

int readidx(int *p, size_t idx){ return p[idx]; }

簡單的數(shù)組索引，非常常見的操作。將其在 x86_64 中編譯：

mov eax, [rdi+rsi*4]ret

或者是 ARM 中：

ldr r0, [r0, r1, lsl #2]bx lr // return

但是在 RISC-V 中需要的代碼則是：

# 很抱歉如果有任何語法錯誤，risc-v 并沒有在線編譯器slli a1, a1, 2add a0, a1, a1lw a0, a0, 0jalr r0, r1, 0 // return

RISC-V 的極簡主義讓解碼器（CPU 前端）變得更簡單，代價則是需要執(zhí)行更多的指令。然而，相對于拓寬流水線這個難題而言，解碼不規(guī)則指令的問題很好解決，主要難點在于確定指令的長度是否一致。x86 的眾多前綴就是個極佳的反面教材。對指令集的簡化不應追求極限。寄存器 + 移位寄存器的內存操作指令是程序中非常常見且簡單的操作，對于 CPU 而言也很容易實現(xiàn)。即使無法直接執(zhí)行，CPU 也可以相對輕松地將其分步執(zhí)行，其操作復雜程度遠遜色于融合簡單操作的序列。

CISC CPU 中的“復合”指令，繁復、少有使用且普遍性能低下，而 CISC 和 RISC CPU 通用的“功能”指令則意指結合了少量操作序列并且使用率高、性能高的指令。這二者應當有所區(qū)分。

還不錯的部分

幾乎不受任何限制的可擴展性。雖說這是 RISC-V 的賣點，但它同時也是碎片化、不兼容生態(tài)系統(tǒng)的罪魁禍首，在管理時還需加倍小心。

調用、返回和寄存器間接分支使用同一指令（JALR）。分支預測需要額外解碼。

調用：Rd = R1

返回：Rd = R0, Rs =R1

間接分支: Rd = R0, Rs≠ R1

（奇怪分支：Rd≠ R0, Rd ≠ R1)

可變長度編碼無法自我同步。x86 和 Thumb-2 中都存在的常見問題，會導致實現(xiàn)和安全性方面的各種漏洞，例如面向返回的編程攻擊。

RV64I 規(guī)定所有 32 位值的符號擴展。這一點會導致不必要的上半切換，或者需要對寄存器的上半部分進行特殊調整。建議采用零擴展，在減少切換的同時，通常還可以在已知上半部分為零的情況下，通過追蹤”為零“位來進行優(yōu)化。

乘法是可選項?？紤]到高速乘法器在微型實現(xiàn)中占用的面積不容忽視，創(chuàng)建占用更小，還可以將現(xiàn)有 ALU 廣泛用于多循環(huán)乘法的小型乘法器不失為良策。

LR/SC 指令對有限使用子集有嚴格的最終轉發(fā)要求。盡管這項限制頗為嚴苛，但對于沒有緩存的小型實現(xiàn)而言有可能會帶來一些問題。

這一點似乎是 CAS 指令的替代品，具體請參照有關該指令的注釋。

FP 粘性位和舍入模式處于同一寄存器中。如果想通過執(zhí)行 RMW 操作改變舍入模式，則需要對 FP 管道進行序列化。

FP 指令支持的編碼精度有 32 位、64 位和 128 位，唯獨沒有硬件中更為常見的 16 位。

這點很容易修正：我們有免費的字組編碼 2’b10。

更新：v2.2 中添加了十進制 FP 擴展占位符，但仍然沒有半精度占位符。迷惑行為。

FP 寄存器文件中的 FP 值未指定，但可以通過加載 / 存儲觀察到。

仿真器作者要恨死你了。

VM 遷移會將變?yōu)椴豢赡堋?/p>

更新：v2.2 需要 NaN 裝箱更寬的值。

糟糕的部分

沒有條件代碼，只有比較和分支指令。這一點自身沒什么問題，但它意味著：需要編碼一到二個寄存器說明符，導致條件分支中的編碼空間減少。

沒有條件選擇，這一點在高度不可預測的分支中很有用。

加法 / 減法沒有加進位或借位。（即使這樣，這也比 ISA 將 flag 寫入通用寄存器 GPR，然后在結果 flag 上分支要好。）

用戶級 ISA 需要高精度計數(shù)器。在實踐中，將這些計數(shù)器暴露給應用程序意味著側通道攻擊的好機會。

乘法和除法同屬于一個擴展，無法單獨實現(xiàn)其中之一。相比除法，乘法要簡單許多，而且在大多的 CPU 上很常見。

基礎 ISA 中沒有原子指令。多核微型處理器越來越普遍的今天，LL/SC 類型原子指令也越來越廉價：只需要 1 位 CPU 狀態(tài)即可完成最小 CPU 實現(xiàn)。

LR/SC 和更復雜的原子指令同屬于一個擴展。直接限制了小型實現(xiàn)的靈活性。

非 LR/SC 的一般原子指令不包含 CAS 原語

CAS 的設計是為了避免需要一條指令讀取 5 個寄存器的情況，例如：加法器、Cmp:CmpLo，SwapHi:SwapLo。但 LR/SC 用于取代 CAS 的保底進度很可能只會在實現(xiàn)上帶來更高的開銷。

原子指令僅支持 32 位或 64 位操作，不支持 8 位或 16 位。

對 RV32I 而言，想在整數(shù)和浮點寄存器文件之間轉換 DP 和 FP，只能通過內存解決。

舉例來說：RV32I 的 32 位 ADD 和 RV64I 的 64 位 ADD 共用同一套編碼，RV64I 又多加了一套 ADD.W 編碼。如此一來，CPU 實現(xiàn)這兩種指令時麻煩了許多，不如直接新增一套 64 位編碼。

沒有 MOV 指令。匯編器對于 MV 的等效指令是：MV rD, rS -> ADD rD, rS, 0。MOV 優(yōu)化通常由高端處理器，尤其是失序處理器完成。識別 RISC-V 規(guī)范的 MV 需要一個 12 位的立即數(shù)。

在沒有 MOV 指令的情況下，ADD rD, rS, r0 是對 MOV 不錯的替代。它更易被解碼，而 CPU 通常也會有特殊情況下的邏輯來識別零寄存器。

尤為糟糕的部分

JAL 在本該只是 R1（分支時是 R0）的鏈接寄存器編碼上浪費了 5 比特。

這意味著 RV32I 有 21 位的分支位移（對于諸如瀏覽器等大型應用時，不使用多指令序列或者分支 island 時會不夠用）。

其實是 1.0 版本 ISA 的歷史遺留問題

盡管 RISC-V 在統(tǒng)一編碼上花了大功夫，但加載 / 存儲指令的編碼仍然是不同的（寄存器 vs 立即字段互換）。

似乎寄存器編碼的最終正交性要比兩種高度相關指令的正交性更受歡迎?？紤]到地址生成是對時序更為敏感的操作，這種選擇有點奇怪。

寄存器偏移量（Rbase +Roffset）或索引（Rbase + Rindex << Scale）沒有負載。

FENCE.I 意味著指令緩存和前面的存儲區(qū)必須完全同步，無論是否有 fence。實現(xiàn)時需要在 fence 上刷新 I，或者通過snoop的方式監(jiān)視D 和存儲緩存區(qū)。

RV32I 中，讀取 64 位計數(shù)器需讀取上半部分兩次，并進行比較和分支，以防在讀取操作時下半部分和上半部分發(fā)生借位。

通常 32 位 ISA 包含了一個“讀取一對特殊寄存器”的指令來避免這個問題。

架構上沒有定義“提示”編碼空間。提示編碼是指在當前處理器上作為 NOP 執(zhí)行，但在之后的變量上有操作的編碼。

“NOP 提示”的常見例子是自旋鎖 yield。

更復雜的提示也有實現(xiàn)。即那些對新處理器有明顯副作用的提示，例如 x86 的邊界檢查指令被編碼在提示空間，以便二進制文件保持向后兼容。

責任編輯：xj

原文標題：前ARM工程師批評：RISC-V尤為糟糕的部分！

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