RTFM

我们在上一小节中已经在概念上介绍了一条指令具体如何执行, 其中有的概念甚至显而易见得难以展开. 但当我们决定往TRM中添加各种高效指令的同时, 也意味着我们无法回避繁琐的细节.

首先你需要了解指令确切的行为, 为此, 你需要阅读生存手册中指令集相关的章节. 具体地, 无论你选择何种ISA, 相应手册中一般都会有以下内容, 尝试RTFM并寻找这些内容的位置:

• 每一条指令具体行为的描述
• 指令opcode的编码表格

特别地, 由于x86的指令集的复杂性, 我们为选择x86的同学提供了一个简单的阅读教程.

如果你非常幸运地选择了riscv32, 你会发现目前只需要阅读很少部分的手册内容就可以了: 在PA中, riscv32的客户程序只会由RV32I和RV32M两类指令组成. 这得益于RISC-V指令集的设计理念 - 模块化.

RTFSC(2)

理解了上一小节的YEMU如何执行指令之后, 你就会对模拟器的框架有一个基本的认识了. NEMU要模拟一个真实的ISA, 因此代码要比YEMU复杂得多, 但其中蕴含的基本原理是和YEMU相同的. 下面我们来介绍NEMU的框架代码如何实现指令的执行.

在RTFSC的过程中, 你会遇到用于抽象ISA差异的大部分API, 因此我们建议你先阅读这个页面来对这些API的功能进行基本的了解, 将来在代码中遇到它们的时候可以进行查阅.

我们在PA1中提到:

我们可以看到cpu_exec()模拟了CPU的工作方式: 不断执行指令. fetch_decode_exec_updatepc()函数(在nemu/src/cpu/cpu-exec.c中定义) 让CPU执行当前PC指向的一条指令, 然后更新PC.

具体地, fetch_decode_exec_updatepc()接受一个Decode类型的结构体指针s, 这个结构体用于存放在执行一条指令过程中的译码和执行信息, 包括指令的PC, 执行方式, 以及操作数的信息. 还有一些信息是ISA相关的, NEMU用一个结构类型ISADecodeInfo来对这些信息进行抽象, 具体的定义在nemu/src/isa/$ISA/include/isa-def.h中. fetch_decode_exec_updatepc()首先会调用fetch_decode()进行取指和译码, fetch_decode()会先把当前的PC保存到s的成员pc和snpc中, 其中s->pc就是当前指令的PC, 而s->snpc则是下一条指令的PC, 这里的snpc是"static next PC"的意思.

然后代码会调用isa_fetch_decode()函数(在nemu/src/isa/$ISA/instr/decode.c中定义), 这是因为取指译码的具体过程是和ISA相关的, 在这里我们先不深究isa_fetch_decode()的细节. 但可以说明的是, 它会随着取指的过程修改s->snpc的值, 使得从isa_fetch_decode()返回后s->snpc正好为下一条指令的PC. 接下来将会把s->snpc的值赋给s->dnpc, 这里的dnpc是"dynamic next PC"的意思. 关于snpc和dnpc的区别, 我们会在下文进行说明.

此外, isa_fetch_decode()还会返回一个编号idx, 用于对g_exec_table这一数组进行索引. g_exec_table是一个函数指针的数组, 数组中的每个元素都会指向一个用于模拟指令执行的函数, 我们把这样的函数称为"执行辅助函数"(execution helper function). 通过idx索引这个数组, 可以找到与一条指令相匹配的执行辅助函数, 并把它记录到s->EHelper中.

忽略fetch_decode()中剩下与trace相关的代码, 我们就返回到fetch_decode_exec_updatepc()中. fetch_decode_exec_updatepc()将会调用刚才记录到s->EHelper的执行辅助函数, 来模拟指令执行的真正操作. 最后会更新PC, 让PC指向下一条指令.

显然, fetch_decode_exec_updatepc()函数覆盖了指令周期的所有阶段: 取指, 译码, 执行, 更新PC. 在这些阶段中, 代码都可以对s进行记录和访问. 接下来我们来看看NEMU是如何实现指令周期的每一个阶段的.

取指(instruction fetch, IF)

isa_fetch_decode()做的第一件事情就是取指令. 在NEMU中, 有一个函数instr_fetch()(在nemu/include/cpu/ifetch.h中定义)专门负责取指令的工作. instr_fetch()最终会根据参数len来调用vaddr_ifetch()(在nemu/src/memory/vaddr.c中定义), 而目前vaddr_ifetch()又会通过paddr_read()来访问物理内存中的内容. 因此, 取指操作的本质只不过就是一次内存的访问而已.

isa_fetch_decode()在调用instr_fetch()的时候传入了s->snpc的地址, 因此instr_fetch()最后还会根据len来更新s->snpc, 从而让s->snpc指向下一条指令.

译码(instruction decode, ID)

译码的目的是得到指令的操作和操作对象, 这主要是通过查看指令的opcode来决定的. 不同ISA的opcode会出现在指令的不同位置, 我们只需要根据指令的编码格式, 从取出的指令中识别出相应的opcode即可.

和YEMU相比, NEMU使用一种抽象层次更高的译码方式: 模式匹配, NEMU可以通过一个模式字符串来指定指令中opcode, 例如在riscv32中有如下模式:

def_INSTR_IDTAB("??????? ????? ????? ??? ????? 01101 11", U     , lui);

模式字符串中只允许出现4种字符:

• 0表示相应的位只能匹配0
• 1表示相应的位只能匹配1
• ?表示相应的位可以匹配0或1
• (空格)是分隔符, 只用于提升模式字符串的可读性, 不参与匹配

其中def_INSTR_IDTAB是一个宏, 它在nemu/include/cpu/decode.h中定义, 对它进行宏展开并简单整理代码之后, 最后将会得到:

do {
  uint32_t key, mask, shift;
  pattern_decode("??????? ????? ????? ??? ????? 01101 11", 37, &key, &mask, &shift);
  if (((s->isa.instr.val >> shift) & mask) == key) {
    decode_U(s, 0);
    return table_lui(s);
  }
} while (0);

pattern_decode()函数在nemu/include/cpu/decode.h中定义, 它用于将模式字符串转换成3个整型变量, 其中key抽取了模式字符串中的0和1, mask表示key的掩码, 而shift则表示opcode距离最低位的比特数量, 用于帮助编译器进行优化. 具体地, 上述例子中:

key   = 0x37;
mask  = 0x7f;
shift = 0;

考虑PA1中介绍的内建客户程序中的如下指令:

0x800002b7   lui t0,0x80000

NEMU取指令的时候会把指令记录到s->isa.instr.val中, 此时指令满足上述宏展开的if语句, 表示匹配到lui指令的编码, 因此将会进行进一步的译码操作.

刚才我们只知道了指令的具体操作(比如lui是读入一个立即数到寄存器的高位), 但我们还是不知道操作对象(比如立即数是多少, 读入到哪个寄存器). 为了解决这个问题, 代码需要进行进一步的译码工作, 这是通过调用相应的译码辅助函数(decode helper function)来完成的. 译码辅助函数统一通过宏def_DHelper(在nemu/include/cpu/decode.h中定义)来定义:

#define def_DHelper(name) void concat(decode_, name) (Decode *s)

每个译码辅助函数负责进行一种类型的操作数译码, 把指令中的操作数信息分别记录在译码信息s的dest成员, src1成员和src2成员中, 它们分别代表目的操作数和两个源操作数. nemu/include/cpu/decode.h中还定义了三个宏id_dest, id_src1和id_src2, 用于方便地访问它们.

我们会发现, 类似寄存器和立即数这些操作数, 其实是非常常见的操作数类型. 为了进一步实现操作数译码和指令译码的解耦, 框架代码对这些操作数的译码进行了抽象封装, 指令译码过程由若干译码操作数辅助函数(decode operand helper function)组成. 译码操作数辅助函数统一通过宏def_DopHelper来定义

// nemu/src/isa/riscv32/instr/decode.c
#define def_DopHelper(name) \
  void concat(decode_op_, name) (Decode *s, Operand *op, word_t val, bool flag)

DopHelper带有一个flag参数, 不同的DopHelper可以用它来进行不同的处理. 例如寄存器的DopHelper可以通过flag来指示是否写入:

static def_DopHelper(r) {
  bool is_write = flag;
  static word_t zero_null = 0;
  op->preg = (is_write && val == 0) ? &zero_null : &gpr(val);
}

在mips和riscv中, 0号寄存器的值恒为0, 因此往0号寄存器的写入操作都会被硬件忽略. 为了实现这个功能, 上述代码会在译码的时候检查指令是否尝试往0号寄存器进行写入, 若是, 则把写入的目的修改成一个"黑洞变量", 这个变量不会被其它代码读取, 从而实现"往0号寄存器的写入操作都会被硬件忽略"的效果.

有了这些译码操作数辅助函数, 我们就可以用它们来编写译码辅助函数了, 例如riscv中I-型指令的译码过程可以通过如下代码实现:

static def_DHelper(I) {
  decode_op_r(s, id_src1, s->isa.instr.i.rs1, false);
  decode_op_i(s, id_src2, s->isa.instr.i.simm11_0, false);
  decode_op_r(s, id_dest, s->isa.instr.i.rd, true);
}

x   x+1  x+2  x+3
+----+----+----+----+
| 34 | 12 | 00 | 00 |
+----+----+----+----+

imm = instr_fetch(pc, 4);

回到def_INSTR_IDTAB的宏展开结果, 对于lui指令, 在译码辅助函数decode_U()执行结束后, 代码将会执行table_lui(). table_lui()的定义方式比较特殊, 我们在这里先给出部分宏展开后的定义:

def_THelper(lui) {
  return EXEC_ID_lui;
}

其中宏def_THelper(在nemu/include/cpu/decode.h中定义) 用于统一定义"表格辅助函数"(table helper function). table_lui()做的事情很简单, 它直接返回一个标识lui指令的唯一ID. 这个ID会作为译码结果的返回值, 在fetch_decode()中索引g_exec_table数组.

事实上, 译码的过程可以看成是若干查表的操作, 每一条模式匹配的规则都可以看成是表格中的一个表项, 因此我们可以使用表格辅助函数来描述这些译码的规则. 以riscv为例:

def_INSTR_IDTAB("??????? ????? ????? ??? ????? 00000 11", I     , load);

这一模式字符串只能通过opcode匹配到load类型的指令, 为了进一步确定是哪一条load指令, 我们还需要匹配funct3字段, 因此我们引入一个新的表格辅助函数table_load(), 匹配到load类型指令的时候, 会进一步调用table_load(), 然后在其中通过额外的模式字符串来匹配funct3字段, 例如: 以riscv为例:

def_THelper(load) {
  def_INSTR_TAB("??????? ????? ????? 010 ????? ????? ??", lw);
  return EXEC_ID_inv;
}

这里def_INSTR_TAB也是一条字符串匹配规则, 但它并不需要调用译码辅助函数. 这条规则描述了"在load类型指令中, 如果funct3为010, 则为lw指令".

事实上, NEMU把译码时的如下情况都看作是查表过程:

• 在isa_fetch_decode()中查主表(main decode table)
• 在译码过程中分别匹配指令中的每一个域(如上文介绍的table_load()
• 译码出最终的指令时认为是一种特殊的查表操作, 直接返回标识该指令的唯一ID

如果所有模式匹配规则都无法成功匹配, 代码将会返回一个标识非法指令的ID.

执行(execute, EX)

译码过程结束之后, 接下来会返回到fetch_decode()中, 并通过返回的ID来从g_exec_table数组中选择相应的执行辅助函数(execution helper function), 然后记录到s->EHelper中. 返回到fetch_decode_exec_updatepc()后, 代码将会调用刚才记录的执行辅助函数. 执行辅助函数统一通过宏def_EHelper(在nemu/include/cpu/exec.h中定义)来定义:

#define def_EHelper(name) static inline void concat(exec_, name) (Decode *s)

它们的名字是指令操作本身. 执行辅助函数通过RTL指令来描述指令真正的执行功能(RTL指令将在下文介绍).

特别地, 对于x86来说, 大部分计算指令都可以访问内存, 来根据目的操作数类型的不同, 决定是写入寄存器还是写入内存; 而对于mips32和riscv32, 访问内存只能通过特定的访存指令进行, 因此每条指令的目的操作数类型都是唯一的.

每个执行辅助函数都需要有一个标识该指令的ID以及一个表格辅助函数与之相对应, 这一点是通过一系列宏定义来实现的. 在nemu/src/isa/$ISA/include/isa-all-instr.h中定义用于表示指令列表的宏INSTR_LIST, 它定义了NEMU支持的所有指令. 然后代码通过一种类似函数式编程的方式来定义如下相关的内容:

• 在nemu/include/cpu/decode.h中为所有的执行辅助函数定义相应的ID. 以riscv32为例, 对def_all_EXEC_ID()进行宏展开后, 结果如下:

  enum { EXEC_ID_lui, EXEC_ID_lw, EXEC_ID_sw, EXEC_ID_inv, EXEC_ID_nemu_trap, TOTAL_INSTR }
  

  其中TOTAL_INSTR的值正好为目前所有指令的总数.
• 在nemu/include/cpu/decode.h中为所有的执行辅助函数定义相应的表格辅助函数. 这是通过宏def_all_THelper()来定义的, 它会为每条指令定义一个表格辅助函数, 用于返回相应的ID.
• 在nemu/src/cpu/cpu-exec.c中为所有的执行辅助函数定义g_exec_table.

因此, 我们只需要维护nemu/src/isa/$ISA/include/isa-all-instr.h中的指令列表, 就可以正确维护执行辅助函数和译码之间的关系了.

更新PC

更新PC的操作非常简单, 只需要把s->dnpc赋值给cpu.pc即可. 我们之前提到了snpc和dnpc, 现在来说明一下它们的区别.

100: jmp 102
101: add
102: xor

有了静态指令和动态指令这两个概念之后, 我们就可以说明snpc和dnpc的区别了: snpc是指代码中的下一条指令, 而dnpc是指程序运行过程中的下一条指令. 对于顺序执行的指令, 它们的snpc和dnpc是一样的; 但对于跳转指令, snpc和dnpc就会有所不同, dnpc应该指向跳转目标的指令. 显然, 我们应该使用s->dnpc来更新PC, 并且在执行辅助函数中正确维护s->dnpc.

上文已经把一条指令在NEMU中执行的流程进行了大概的介绍, 但还有少量的细节没有完全覆盖(例如指令组的译码表), 这些细节就交给你来去尝试理解啦. 不过为了特别照顾选择x86的同学, 我们还是准备了一个例子来RTFSC.

结构化程序设计

我们刚才介绍了译码辅助函数和译码操作数辅助函数等机制, 它们的引入都是为了实现代码的解偶, 提升可维护性: 通过译码操作数辅助函数来实现译码辅助函数, 然后通过译码辅助函数来实现模式匹配的规则.

如果指令集越复杂, 指令之间的共性特征就越多, 以x86为例:

• 对于同一条指令的不同形式, 它们的执行阶段是相同的. 例如add_I2E和add_E2G等, 它们的执行阶段都是把两个操作数相加, 把结果存入目的操作数.
• 对于不同指令的同一种形式, 它们的译码阶段是相同的. 例如add_I2E和sub_I2E等, 它们的译码阶段都是识别出一个立即数和一个E操作数.
• 对于同一条指令同一种形式的不同操作数宽度, 它们的译码阶段和执行阶段都是非常类似的. 例如add_I2E_b, add_I2E_w和add_I2E_l, 它们都是识别出一个立即数和一个E操作数, 然后把相加的结果存入E操作数.

这意味着, 如果独立实现每条指令不同形式不同操作数宽度的辅助函数, 将会引入大量重复的代码. 需要修改的时候, 相关的所有辅助函数都要分别修改, 遗漏了某一处就会造成bug, 工程维护的难度急速上升.

一种好的做法是把译码, 执行和操作数宽度的相关代码分离开来, 实现解耦, 也就是在程序设计课上提到的结构化程序设计. 在框架代码中, 实现译码和执行之间的解耦的是isa_fetch_decode()返回的编号, 这样我们就可以分别编写译码和执行的辅助函数, 然后来进行组合了: 这样的设计可以很容易实现执行行为相同但译码方式不同的多条指令. 对于x86, 实现操作数宽度和译码, 执行这两者之间的解耦的是ISADecodeInfo结构体中的width成员, 它们记录了操作数宽度, 译码和执行的过程中会根据它们进行不同的操作, 通过同一份译码辅助函数和执行辅助函数实现不同操作数宽度的功能.

用RTL表示指令行为

我们知道, x86指令作为一种CISC指令集, 不少指令的行为都比较复杂. 但我们会发现, i386手册会用一些更简单的操作来表示指令的具体行为. 这说明, 复杂的x86指令还是能继续分解成一些更简单的操作的组合. mips32和riscv32的少数较复杂指令也能够进一步进行分解. 如果我们先实现这些简单操作, 然后再用它们来实现指令, 不就可以进一步提高代码的复用率了吗?

在NEMU中, 我们使用RTL(寄存器传输语言)来描述这些简单的操作. 下面我们对NEMU中使用的RTL进行一些说明, 首先是RTL寄存器的定义. 在NEMU中, RTL寄存器统一使用rtlreg_t来定义, 而rtlreg_t(在nemu/include/common.h中定义)其实只是一个word_t类型:

typedef word_t rtlreg_t;

在NEMU中, RTL寄存器只有以下这些

• 不同ISA的通用寄存器(在nemu/src/isa/$ISA/include/isa-def.h中定义)
• 临时寄存器s0, s1, s2和t0(在nemu/include/rtl/rtl.h中定义)
• 零寄存器rz(在nemu/include/rtl/rtl.h中定义), 它的值总是0
• x86的ISA相关译码信息中的内存基地址mbr
• $ISA为x86时id_src, id_src2和id_dest中的操作数内容val (在nemu/include/cpu/decode.h中定义)

有了RTL寄存器, 我们就可以定义RTL指令对它们进行的操作了. 在NEMU中, RTL指令有两种.

一种是RTL基本指令(在nemu/src/engine/interpreter/rtl-basic.h中定义), 它们的特点是不需要使用临时寄存器, 可以看做是CPU执行过程中最基本的操作. 不同的ISA都可以使用RTL基本指令, 因此它们属于ISA无关的代码. RTL基本指令包括(我们使用了一些简单的正则表达式记号):

• 32位寄存器-寄存器类型和寄存器-立即数类型的基本算术/逻辑运算, 包括rtl_(add|sub|and|or|xor|sll|srl|sra|setrelop)i?, 它们的定义用到了nemu/src/engine/interpreter/c_op.h中的C语言运算和interpret_relop()函数
• 32位寄存器-寄存器类型的乘法运算, 包括rtl_mulu_[lo|hi]和rtl_muls_hi,
• 32位寄存器-寄存器类型的除法运算, 包括rtl_div[u|s]_[q|r],
• 被除数为64位的除法运算rtl_div64[u|s]_[q|r]
• guest内存访问rtl_lm, rtl_lms和rtl_sm
• host内存访问rtl_host_lm和rtl_host_sm(在PA中不使用)
• 跳转, 包括直接跳转rtl_j, 间接跳转rtl_jr和条件跳转rtl_jrelop
• host调用rtl_hostcall(在nemu/src/engine/interpreter/hostcall.c中定义), 用于处理一些特殊的"非常规"功能, 如nemu_trap, 非法指令, 端口I/O等

第二种RTL指令是RTL伪指令, 它们是通过RTL基本指令或者已经实现的RTL伪指令来实现的. RTL伪指令又分两类, 包括:

• ISA无关的RTL伪指令(在nemu/include/rtl/pseudo.h中定义), 主要包括一些常用的功能, 如立即数读入rtl_li, 寄存器传输rtl_mv, 按位取反rtl_not, 符号扩展rtl_sext等, 用于方便RTL的编写
• ISA相关的RTL伪指令(在nemu/src/isa/$ISA/local-include/rtl.h中定义), 主要包括ISA相关性较强的功能(如x86的通用寄存器访问rtl_lr和rtl_sr, 溢出和进/借位判断, EFLAGS标志位访问等)

其中大部分RTL伪指令还没有实现, 必要的时候你需要实现它们. 有了这些RTL指令之后, 我们就可以方便地通过若干条RTL指令来实现每一条指令的行为了.

(1) rtl_mv(s, t0, s1);
(2) rtl_sext(s, s1, s0, 1);  // use t0 temporarily
(3) rtl_add(s, s0, t0, s2);

为了提高性能, 我们在Operand结构体中定义了一个RTL寄存器的指针preg, 用于直接指向那些已经存在的RTL寄存器. 例如如果在进行译码的时候发现操作数是a0寄存器, 那么只需要通过让preg指向cpu.gpr[10], 将来就可以直接通过preg来访问到正确的操作数了, 而不需要通过rtl_mv()来将cpu.gpr[10]读到别处, 从而避免引入额外的开销. 框架代码提供了dsrc1, dsrc2和ddest这三个宏, 分别用于方便地访问id_src1, id_src2和id_dest对应的preg.

虽然使用指针可以提高性能, 但也会有以下几点需要注意:

• 如果源操作数是x86寄存器的字节或半字访问, 那么其类型并不是一个完整的rtlreg_t, 不能直接被preg指向. 此时译码过程会通过rtl_lr将相应的值读入到操作数结构体Operand的val成员, 然后再让preg指向val.
• 一般来说源操作数是不应该被修改的, 如果你打算把dsrc1或者dsrc2作为RTL指令的dest, 你需要确认这是否符合指令本身的语义.
• 如果一条指令的源操作数和目的操作数一样, 你可能需要注意一些RTL指令之间的顺序.

如果你理解不了上面的注意事项, 不必担心, 你可以把编写RTL作为一次指针的练习, 遇到问题的时候你就会对指针有更加深刻的理解了.

实现新指令

对译码, 执行和操作数宽度的解耦实现以及RTL的引入, 对在NEMU中实现客户指令提供了很大的便利, 为了实现一条新指令, 你只需要

1. 在nemu/src/isa/$ISA/instr/decode.c中添加正确的模式匹配规则
2. 用RTL实现正确的执行辅助函数, 需要注意使用RTL伪指令时要遵守上文提到的小型调用约定
3. 在nemu/src/isa/$ISA/include/isa-all-instr.h中把指令添加到INSTR_LIST中
4. 必要时在nemu/src/isa/$ISA/include/isa-exec.h中添加相应的头文件

框架代码定义了一些译码辅助函数和执行辅助函数, 你可以很方便地使用它们.

如果你读过上文的扩展阅读材料中关于RISC与CISC融为一体的故事, 你也许会记得CISC风格的x86指令最终被分解成RISC风格的微指令在计算机中运行, 才让x86在这场扩日持久的性能大战中得以存活下来的传奇. NEMU在经历了第二次重构之后, 也终于引入了RISC风格的RTL来实现指令, 这也许是冥冥之中的安排吧.

运行第一个C程序

说了这么多, 现在到了动手实践的时候了. 首先克隆一个新的子项目am-kernels(你可能已经在PA1中克隆这个子项目了), 里面包含了一些测试程序:

cd ics2021
bash init.sh am-kernels

你在PA2的第一个任务, 就是实现若干条指令, 使得第一个简单的C程序可以在NEMU中运行起来. 这个简单的C程序是am-kernels/tests/cpu-tests/tests/dummy.c, 它什么都不做就直接返回了.

在am-kernels/tests/cpu-tests/目录下键入

make ARCH=$ISA-nemu ALL=dummy run

编译dummy程序, 并启动NEMU运行它.

/usr/riscv64-linux-gnu/include/bits/wordsize.h:28:3: error: #error "rv32i-based targets are not supported"

--- /usr/riscv64-linux-gnu/include/bits/wordsize.h
+++ /usr/riscv64-linux-gnu/include/bits/wordsize.h
@@ -25,5 +25,5 @@
 #if __riscv_xlen == 64
 # define __WORDSIZE_TIME64_COMPAT32 1
 #else
-# error "rv32i-based targets are not supported"
+# define __WORDSIZE_TIME64_COMPAT32 0
 #endif

/usr/riscv64-linux-gnu/include/gnu/stubs.h:8:11: fatal error: gnu/stubs-ilp32.h: No such file or directory

--- /usr/riscv64-linux-gnu/include/gnu/stubs.h
+++ /usr/riscv64-linux-gnu/include/gnu/stubs.h
@@ -5,5 +5,5 @@
 #include <bits/wordsize.h>

 #if __WORDSIZE == 32 && defined __riscv_float_abi_soft
-# include <gnu/stubs-ilp32.h>
+//# include <gnu/stubs-ilp32.h>
 #endif

事实上, 并不是每一个程序都可以在NEMU中运行, abstract-machine子项目专门用于编译出能在NEMU中运行的程序, 我们在下一小节中会再来介绍它.

在NEMU中运行dummy程序, 你会发现NEMU输出以下信息(以riscv32为例):

invalid opcode(PC = 0x80000000):
        13 04 00 00 17 91 00 00 ...
        00000413 00009117...
There are two cases which will trigger this unexpected exception:
1. The instruction at PC = 0x80000000 is not implemented.
2. Something is implemented incorrectly.
Find this PC(0x80000000) in the disassembling result to distinguish which case it is.

If it is the first case, see
       _                         __  __                         _ 
      (_)                       |  \/  |                       | |
  _ __ _ ___  ___ ________   __ | \  / | __ _ _ __  _   _  __ _| |
 | '__| / __|/ __|______\ \ / / | |\/| |/ _` | '_ \| | | |/ _` | |
 | |  | \__ \ (__        \ V /  | |  | | (_| | | | | |_| | (_| | |
 |_|  |_|___/\___|        \_/   |_|  |_|\__,_|_| |_|\__,_|\__,_|_|

for more details.

If it is the second case, remember:
* The machine is always right!
* Every line of untested code is always wrong!

这是因为你还没有实现0x00000413的指令, 因此, 你需要开始在NEMU中添加指令了.

要实现哪些指令才能让dummy在NEMU中运行起来呢? 答案就在其反汇编结果(am-kernels/tests/cpu-tests/build/dummy-$ISA-nemu.txt)中: 你只需实现那些之前还没实现的指令就可以了.

这里要再次强调, 你务必通过RTFM来查阅指令的功能, 不能想当然. 手册中给出了指令功能的完整描述(包括做什么事, 怎么做的, 有什么影响), 一定要仔细阅读其中的每一个单词, 对指令功能理解错误和遗漏都会给以后的调试带来巨大的麻烦.