Lec04：RISC-V Calling Convention & Stack Frame
xv6课程翻译： https://mit-public-courses-cn-translatio.gitbook.io/mit6-s081/lec05-calling-conventions-and-stack-frames-risc-v
xv6教学文档：https://th0ar.gitbooks.io/xv6-chinese/content/index.html
架构指令集
- RISC-V中的RISC是精简指令集（Reduced Instruction Set Computer）
- x86通常被称为CISC，复杂指令集（Complex Instruction Set Computer）
- ARM也是一个精简指令集
RISC-V与x86二者之间的区别
- 指令的数量。
CISC >> RISC，这是因为ntel对于向后兼容非常看重，并没有下线任何指令 - RISC-V指令也更加简单。
- x86-64中，很多指令都做了不止一件事情。这些指令中的每一条都执行了一系列复杂的操作并返回结果
- RISC-V的指令趋向于完成更简单的工作，相应的也消耗更少的CPU执行时间
- RISC是开源的
RISC-V的特殊之处在于：它区分了Base Integer Instruction Set 基础整数指令集和Standard Extension Instruction Set 标准扩展指令集
- Base Integer Instruction Set包含了所有的常用指令，比如
add，mult - 处理器可以选择性的支持Standard Extension Instruction Set
RISC-V Calling Convention Register
汇编代码并不是在内存上执行，而是在寄存器上执行。当在做基本操作如 add 时，是对寄存器进行操作
使用寄存器在汇编代码中的体现通常是，
load操作将数据存放在寄存器中，数据来源可以是内存，也可以是另一个寄存器- 在寄存器上执行一些操作
- 操作结束后，可以将操作的结果
store在某个地方：内存中的某个地址或者另一个寄存器
RISC-V 调用约定寄存器的使用方法：
- Register：该列名称一般用于 RISC-V 的 Compressed Instruction 中
- ABI Name：该列名称在大部分时候使用，包括汇编代码
- Saver：
- Caller Saved 寄存器的值在函数调用发生后可以随意更改，调用之前的寄存器值已经被 Caller 保存到其他地方
- Callee Saved 寄存器的值在函数调用发生后必须保存原值，调用完成后必须恢复原值
比如，ra 寄存器是 Caller Saved，当函数 a 调用函数 b 的时侯，b 函数内部可以重写 Return address
因此，任何一个Caller Saved寄存器，作为调用方的函数要小心可能的数据可能的变化；任何一个Callee Saved寄存器，作为被调用方的函数要小心寄存器的值不会相应的变化
比如
s0 - s11都是Callee寄存器，在一些特定的场景下，会想要确保一些数据在函数调用之后仍然能够保存，这个时候编译器可以选择使用s寄存器。
xv6 中所有的寄存器都是 64bit，各种各样的数据类型都可以被改造的可以放进这 64bit 中
比如一个 32bit 的整数存储在寄存器中时，会通过在前面补 32 个 0 或者 1（取决于整数是不是有符号的）来使得这个整数变成 64bit 并存在这些寄存器中
只将返回值放在a1寄存器，我认为会出错
a0到a7寄存器是用来作为函数的参数。如果一个函数有超过8个参数，就需要用内存了
Stack Frame
每一次调用一个函数，函数都会为自己创建一个Stack Frame，并且只给自己用
函数通过移动 Stack Pointer(SP) 来完成 Stack Frame 的空间分配
Stack 是从高地址开始向低地址使用，所以栈总是向下增长
高地址
+-----------------------+
|main 的栈帧 |
| Return Address |
| 保存的旧 FP -> (指向更早的帧或 NULL)
| Saved Registers |
| Local Variables |
| ...... |
+-----------------------+
|funcA 的栈帧 |
| Return Address |
| 保存的旧 FP → 指向 main 的栈帧开头
| Saved Registers |
| Local Variables |
| ...... |
+-----------------------+
|funcB 的栈帧 | ← 当前 Frame Pointer (fp/s0) 指向这里
| Return Address |
| 保存的旧 FP → 指向 funcA 的栈帧开头
| Saved Registers |
| Local Variables |
| ...... |
+-----------------------+
低地址（栈顶 sp）
如图所示，Stack Frame包含了
- 保存的寄存器
- 本地变量，
- 可能的函数参数（如果函数的参数多于8个，额外的参数会出现在Stack中）
有关Stack Frame中有两个重要的寄存器，
- SP（Stack Pointer），它指向Stack的底部并代表了当前Stack Frame的位置
- FP（Frame Pointer），它指向当前Stack Frame的顶部
除此以外，不同的函数有不同数量的本地变量，不同的寄存器，所以Stack Frame的大小是不一样的
但是有关Stack Frame有两件事情是确定的：
Return address总是会出现在 Stack Frame 的第一位- 指向前一个 Stack Frame 的指针也会出现在栈中的固定位置，该指针即是上一个栈帧的FP
因为Return address和指向前一个Stack Frame的的指针都在当前Stack Frame的固定位置，所以可以通过当前的FP寄存器寻址到这两个数据
我们保存前一个Stack Frame的指针的原因是为了让我们能跳转回去
Stack Frame必须要被汇编代码创建，所以是编译器生成了汇编代码，进而创建了Stack Frame
通常在汇编代码中，函数的理论结构是
- Function prologue
- 函数的本体 body
- Epilogue
以 sum_then_double 函数为例
.global sum_then_double
sum_then_double:
addi sp, sp, -16
sd ra, 0(sp)
call sum_to
li t0, 2
mul a0, a0, t0
ld ra, 0(sp)
addi sp, sp, 16
ret
sum_to:
mv t0, a0
li a0, 0
loop:
add a0, a0, t0
addi t0, t0, -1
bnez t0, loop
ret
其中 Function prologue：对Stack Pointer减 16，这样就为新的 Stack Frame 创建了16字节的空间，之后再将 Return address 保存在 Stack Pointer 位置
addi sp, sp, -16
sd ra, 0(sp)
函数主体 body，调用的 sum_to 函数是一个 leaf 函数，该函数只有函数主体，并没有Stack Frame的内容
leaf 函数是指不调用别的函数的函数，它不用担心保存自己的
Return address或者小心使用任何其他的 Caller Saved 寄存器，因为它不会调用别的函数
call sum_to
li t0, 2
mul a0, a0, t0
Epilogue：将 Return address 加载回 ra 寄存器，通过对Stack Pointer加 16 来删除刚刚创建的Stack Frame，最后 ret 从函数中退出
ld ra, 0(sp)
addi sp, sp, 16
ret
如果直接删掉 prologue 和 Epilogue 部分，将导致
ra寄存器始终是指向sum_to或者sum_then_double，这样让sum_then_double函数始终返回不到原来的Return address，进入无限循环
在 GDB 中查看 Stack Frame info
断点到某一个函数，输入 bt 查看函数的调用栈
可以根据调用栈的栈帧序号，选定要查看的栈帧信息，即 frame x
查看当前指定的栈帧信息 info frame
info frame 的回显解释
Stack level 6，表明这是调用栈的第6层，正在执行的函数在调用栈的第0层pc，当前的程序计数器saved pc =，如果有值的话，是表明当前函数要返回的位置source language c，表明这是C代码Arglist at，表明参数的起始地址，且args:为空表示当前的函数没有参数
Strct 在 Stack Frame 中的存储方式
Struct 在内存中是一段连续的地址
当创建 Struct 时，结构体中对应相邻的字段在内存中会彼此相邻
可以将 Struct 看作是一个数组，但是里面的不同元素的类型可以不一样