400行代码，搞定了一个虚拟机，女神直夸666
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大家好，我是道哥。
从事软件开发多年，经常自己动手写一些小东西，从实践的过程中，学到很多东西。软件开发就是这样，必须多动手，多实践，多总结。
纸上得来终觉浅，绝知此事要躬行。今天，分享如果用代码写虚拟机，大家如有疑问，可以随时找我交流和沟通，也欢迎在评论区讨论。
1. 引言
本文将带你编写一个自己的虚拟机（VM），这个虚拟机能够运行汇编语言编写的程序， 例如我朋友编写的 2048 或者我自己的 Roguelike。如果你会编程，但希望 更深入地了解计算机的内部原理以及编程语言是如何工作的，那本文很适合你。从零开始 写一个虚拟机听起来可能让人有点望而生畏，但读完本文之后你会惊讶于这件事原来如此简 单，并从中深受启发。
本文所说的虚拟机最终由 400 行左右 C 代码组成。理解这些代码只需要基本的 C/C++ 知识和二进制运算。这个虚拟机可以在 Unix 系统（包括 macOS）上执行。代码中包含少 量平台相关的配置终端（terminal）和显示（display）的代码，但这些并不是本项目的核 心。（欢迎大家添加对 Windows 的支持。）
什么是虚拟机？
虚拟机就像计算机（computer），它模拟包括 CPU 在内的几个硬件组件，能够执行 算术运算、读写内存、与 I/O 设备交互。最重要的是，它能理解机器语言（machine language），因此可以用相应的语言来对它进行编程。
一个虚拟机需要模拟哪些硬件要看它的使用场景。有些虚拟机是设计用来模拟特定类型的计算设备 的，例如视频游戏模拟器。现在 NES 已经不常见了，但我们还是可以用 NES 硬件模拟器来玩 NES 游戏。这些模拟器必须能忠实地 重建每一个细节，以及原硬件的每个主要组件。
另外一些虚拟机则完全是虚构的，而非用来模拟硬件。这类虚拟机的主要用途是使软件开发 更容易。例如，要开发一个能运行在不同计算架构上的程序，你无需使用每种架构特定的汇 编方言来实现一遍自己的程序，而只需要使用一个跨平台的虚拟机提供的汇编语言。
Java Virtual Machine (JVM) 就是一个非常成功的例子。JVM 本身是一个中等大小、程序员完全能够看懂的程序，因此很 容易将它移植到包括手机在内的上千种设备上。只要在设备上实现了 JVM，接下来任何 Java、Kotlin 或 Clojure 程序都无需任何修改就可以直接运行在这个设备上。唯一的开销 来自虚拟机自身以及机器之上的 进一步抽象。大部分情况下，这完全是可以接受的。
虚拟机不必很大或者能适应各种场景，老式的视频游戏 经常使用很小的虚拟机来提 供简单的脚本系统（scripting systems）。
虚拟机还适用于在一个安全的或隔离的环境中执行代码。一个例子就是垃圾回收（GC）。要 在 C 或 C++ 之上实现一个自动垃圾回收机制并不容易 ，因为程序无法看到它自身的栈或变量。但是，虚拟机是在它运行的程序“之外”的，因此它能够看到栈上所有的内存引用 。
另一个例子是以太坊智能合约 （Ethereum smart contracts）。智能合约是在区块链网络中被验证节点（validating node）执行的小段程序。这就要求 人们在无法提前审查这些由陌生人编写的代码的情况下，直接他们的机器上执行这些代码。
为避免合约执行一些恶意行为，智能合约将它们放到一个 虚拟机 内执行，这个虚拟机没有权限访问文件系统、网络、磁盘等等资源。以太坊也很好地展现了虚拟机的可移植性特性，因为以太坊节点可以运行在多种计算机和操作系统上。使用虚拟机 使得智能合约的编写无需考虑将在什么平台运行。
2. LC-3 架构
我们的虚拟机将会模拟一个虚构的称为 LC-3 的计算机。LC-3 在学校中比较流行，用于教学生如何用汇编编程。与 x86 相比 ，LC-3 的指令集更 加简化，但现代 CPU 的主要思想其中都包括了。
我们首先需要模拟机器最基础的硬件组件，尝试来理解每个组件是做什么的，如果 现在无法将这些组件拼成一张完整的图也不要着急。
2.1 内存
LC-3 有 65,536 个内存位置（16 bit 无符号整形能寻址的最大值），每个位置可以存储一 个 16-bit 的值。这意味着它总共可以存储 128KB 数据（64K * 2 Byte），比我们平时接触 的计算机内存小多了！在我们的程序中，这个内存会以简单数组的形式存放数据：
/* 65536 locations */
uint16_t memory[UINT16_MAX];
2.2 寄存器
一个寄存器就是 CPU 上一个能够存储单个数据的槽（slot）。寄存器就像是 CPU 的 “工作台”（workbench），CPU 要对一段数据进行处理，必须先将数据放到某个寄存器中。但 因为寄存器的数量很少，因此在任意时刻只能有很少的数据加载到寄存器。计算机的解决办 法是：首先将数据从内存加载到寄存器，然后将计算结果放到其他寄存器，最后将最终结果 再写回内存。
LC-3 总共有 10 个寄存器，每个都是 16 比特。其中大部分都是通用目的寄存器，少数几 个用于特定目的。
8 个通用目的寄存器（R0-R7） 1 个程序计数器（program counter, PC）寄存器 1 个条件标志位（condition flags，COND）寄存器
通用目的寄存器可以用于执行任何程序计算。程序计数器（PC）是一个无符号整数，表示内 存中将要执行的下一条指令的地址。条件标记寄存器记录前一次计算结果的正负符号。
enum {
R_R0 = 0,
R_R1,
R_R2,
R_R3,
R_R4,
R_R5,
R_R6,
R_R7,
R_PC, /* program counter */
R_COND,
R_COUNT
};
和内存一样，我们也用数组来表示这些寄存器：
uint16_t reg[R_COUNT];
2.3 指令集
一条指令就是一条 CPU 命令，它告诉 CPU 执行什么任务，例如将两个数相加。一条指令包 含两部分：
操作码（opcode）：表示任务的类型 执行任务所需的参数
每个操作码代表 CPU “知道”的一种任务。在 LC-3 中只有 16 个操作码。计算机能够完成 的所有计算，都是这些简单指令组成的指令流。每条指令 16 比特长，其中最左边的 4 个 比特存储的是操作码，其余的比特存储的是参数。
我们稍后会详细介绍每条指令是做什么的，现在先定义下面的这些操作码，确保它们 是按如下顺序定义的，这样每条指令就可以获得正确的枚举值：
enum {
OP_BR = 0, /* branch */
OP_ADD, /* add */
OP_LD, /* load */
OP_ST, /* store */
OP_JSR, /* jump register */
OP_AND, /* bitwise and */
OP_LDR, /* load register */
OP_STR, /* store register */
OP_RTI, /* unused */
OP_NOT, /* bitwise not */
OP_LDI, /* load indirect */
OP_STI, /* store indirect */
OP_JMP, /* jump */
OP_RES, /* reserved (unused) */
OP_LEA, /* load effective address */
OP_TRAP /* execute trap */
};2.4 条件标志位
R_COND 寄存器存储条件标记，其中记录了最近一次计算的执行结果。这使得程序可以完成诸如 if (x > 0) { ... } 之类的逻辑条件。
每个 CPU 都有很多条件标志位来表示不同的情形。LC-3 只使用 3 个条件标记位，用来 表示前一次计算结果的符号：
enum {
FL_POS = 1 << 0, /* P */
FL_ZRO = 1 << 1, /* Z */
FL_NEG = 1 << 2, /* N */
};
注：<< 和 >> 表示移位操作。
至此，我们就完成了虚拟机的硬件组件的模拟。
3. 汇编示例
下面通过一个 LC-3 汇编程序先来感受一下这个虚拟机运行的是什么代码。这里无需知 道如何编写汇编程序或者理解背后的工作原理，只是先直观感受一下。下面是 “Hello World” 例子：
.ORIG x3000 ; this is the address in memory where the program will be loaded
LEA R0, HELLO_STR ; load the address of the HELLO_STR string into R0
PUTs ; output the string pointed to by R0 to the console
HALT ; halt the program
HELLO_STR .STRINGZ "Hello World!" ; store this string here in the program
.END ; mark the end of the file
和 C 类似，这段程序从最上面开始，每次执行一条声明（statement）。但和 C 不同的是， 这里没有作用域符号 {} 或者控制结构（例如 if 和 while），仅仅是一个扁平的声 明列表（a flat list of statements）。这样的程序更容易执行。
注意，其中一些声明中的名字和我们前面的定义的操作码（opcodes）是一样的。前面 介绍到，每条指令都是 16 比特，但这里的汇编程序看起来每行的字符数都是不一样的。为什么会有这种不一致呢？
这是因为这些汇编声明都是以人类可读写的格式编写的，以纯文本的形式表示。一种称为 汇编器（assembler）的工具会将这些文本格式的指令转换成 16 比特的二进制指令， 后者是虚拟机可以理解的。这种二进制格式称为机器码（machine code），是虚拟机可以 执行的格式，其本质上就是一个 16 比特指令组成的数组。
.ORIG 和 .STRINGZ 看起来像是指令，但其实不是，它们称为汇编制导命令 （assembler directives），可以生成一段代码或数据。例如，.STRINGZ 会在它所在的 位置插入一段字符串。
循环和条件判断是通过类似 goto 的指令实现的。下面是一个如何计时到 10 的例子：
AND R0, R0, 0 ; clear R0
LOOP ; label at the top of our loop
ADD R0, R0, 1 ; add 1 to R0 and store back in R0
ADD R1, R0, -10 ; subtract 10 from R0 and store back in R1
BRn LOOP ; go back to LOOP if the result was negative
... ; R0 is now 10!4. 执行程序
前面的例子是给大家一个直观印象来理解虚拟机在做什么。实现一个虚拟机不必精通汇编编 程，只要遵循正确的流程来读取和执行指令，任何 LC-3 程序都能够正确执行，不管这些程 序有多么复杂。理论上，这样的虚拟机甚至可以运行一个浏览器或者 Linux 这样的操作系 统。
如果深入地思考这个特性，你就会意识到这是一个在哲学上非常奇特的现象：程序能完成各种智能的事情，其中一些我们甚至都很难想象；但同时，所有这些程序最终都是用我们编 写的这些少量指令来执行的！我们既了解 —— 又不了解 —— 那些和程序执行相关的的事情。图灵 曾经讨探讨过这种令人惊叹的思想：
过程（Procedure）
我们将编写的这个过程（procedure）描述如下：
1. 从 PC 寄存器指向的内存地址中加载一条指令
2. 递增 PC 寄存器
3. 查看指令中的 opcode 字段，判断指令类型
4. 根据指令类型和指令中所带的参数执行该指令
5. 跳转到步骤 1
你可能会有疑问：“如果这个循环不断递增 PC，而我们没有 if 或 while，那程序不会 很快运行到内存外吗？”答案是不会，我们前面提到过，有类似 goto 的指令会通过修改 PC 来改变执行流。
下面是以上流程的大致代码实现：
int main(int argc, const char* argv[]) {
{Load Arguments, 12}
{Setup, 12}
/* set the PC to starting position */
enum { PC_START = 0x3000 }; /* 0x3000 is the default */
reg[R_PC] = PC_START;
int running = 1;
while (running) {
uint16_t instr = mem_read(reg[R_PC]++); /* FETCH */
uint16_t op = instr >> 12;
switch (op) {
case OP_ADD: {ADD, 6} break;
case OP_AND: {AND, 7} break;
case OP_NOT: {NOT, 7} break;
case OP_BR: {BR, 7} break;
case OP_JMP: {JMP, 7} break;
case OP_JSR: {JSR, 7} break;
case OP_LD: {LD, 7} break;
case OP_LDI: {LDI, 6} break;
case OP_LDR: {LDR, 7} break;
case OP_LEA: {LEA, 7} break;
case OP_ST: {ST, 7} break;
case OP_STI: {STI, 7} break;
case OP_STR: {STR, 7} break;
case OP_TRAP: {TRAP, 8} break;
case OP_RES:
case OP_RTI:
default:
{BAD OPCODE, 7}
break;
}
}
{Shutdown, 12}
}
5. 指令实现
现在需要做的就是正确地实现每一条指令。每条指令的详细描述见 GitHub Repo 中附录的 PDF 文档。你需要 照着文档的描述自己实现这些指令。这项工作做起来其实比听起来要容易。下面我会拿其中 的两个作为例子来展示如何实现，其余的见下一章。
5.1 ADD
ADD 指令将两个数相加，然后将结果存到一个寄存器中。关于这条指令的描述见 526 页。ADD 指令的编码格式如下：
这里给出了两张图是因为 ADD 指令有两种不同的“模式”。在解释模式之前，先来看看两张 图的共同点：
1. 两者都是以 0001 这 4 个比特开始的，这是 OP_ADD 的操作码（opcode）
2. 后面 3 个比特名为 DR（destination register），即目的寄存器，相加的结果会放到 这里
3. 再后面 3 个比特是 SR1，这个寄存器存放了第一个将要相加的数字
至此，我们知道了相加的结果应该存到哪里，以及相加的第一个数字。只要再知道第二个数 在哪里就可以执行加法操作了。从这里开始，这两者模式开始不同：注意第 5 比特 ，这个标志位表示的是操作模式是立即模式（immediate mode）还是寄存器模式 （register mode）。在寄存器模式中，第二个数是存储在寄存器中的，和第一个数类似。这个寄存器称为 SR2，保存在第 0-2 比特中。第 3 和 第 4 比特没用到。用汇编代码描 述就是：
ADD R2 R0 R1 ; add the contents of R0 to R1 and store in R2.
在立即模式中，第二个数直接存储在指令中，而不是寄存器中。这种模式更加方便，因 为程序不需要额外的指令来将数据从内存加载到寄存器，直接从指令中就可以拿到这个值。这种方式的限制是存储的数很小，不超过 2^5 = 32（无符号）。这种方式很适合对一个值 进行递增。用汇编描述就是：
ADD R0 R0 1 ; add 1 to R0 and store back in R0
什么是 “sign-extending”（有符号扩展）？虽然立即 模式中存储的值只有 5 比特，但这个值需要加到一个 16 比特的值上。因此，这些 5 比 特的数需要扩展到 16 比特才能和另一个数相匹配。对于正数，我们可以在前面填充 0， 填充之后值是不变的。但是，对于负数，这样填充会导致问题。例如， -1 的 5 比特表示 是 11111。如果我们用 0 填充，那填充之后的 0000 0000 0001 1111 等于 32！这种 情况下就需要使用有符号扩展（ sign extension），对于正数填充 0，对负数填充 1。
uint16_t sign_extend(uint16_t x, int bit_count) {
if ((x >> (bit_count - 1)) & 1) {
x |= (0xFFFF << bit_count);
}
return x;
}前面我们定义的那个条件标记枚举类型现在要派上用场了。每次有值写到寄存器时，我们 需要更新这个标记，以标明这个值的符号。为了方便，我们用下面的函数来实现这个功能：
void update_flags(uint16_t r) {
if (reg[r] == 0) {
reg[R_COND] = FL_ZRO;
}
else if (reg[r] >> 15) { /* a 1 in the left-most bit indicates negative */
reg[R_COND] = FL_NEG;
} else {
reg[R_COND] = FL_POS;
}
}
现在我们就可以实现 ADD 的逻辑了：
{
uint16_t r0 = (instr >> 9) & 0x7; /* destination register (DR) */
uint16_t r1 = (instr >> 6) & 0x7; /* first operand (SR1) */
uint16_t imm_flag = (instr >> 5) & 0x1; /* whether we are in immediate mode */
if (imm_flag) {
uint16_t imm5 = sign_extend(instr & 0x1F, 5);
reg[r0] = reg[r1] + imm5;
} else {
uint16_t r2 = instr & 0x7;
reg[r0] = reg[r1] + reg[r2];
}
update_flags(r0);
}
本节包含了大量信息，这里再总结一下：
ADD 接受两个值作为参数，并将计算结果写到一个寄存器中 在寄存器模式中，第二个值存储在某个寄存器中 在立即模式中，第二个值存储在指令最右边的 5 个比特中 短于 16 比特的值需要执行有符号扩展 每次指令修改了寄存器后，都需要更新条件标志位（condition flags）
以上就是 ADD 的实现，你可能会觉得以这样的方式实现另外 15 个指令将会是一件非常繁 琐的事情。好消息是，前面的这些函数基本都是可以重用的，因为另外 15 条指令中，大部 分都会组合有符号扩展、不同的模式和更新条件标记等等。
5.2 LDI
LDI 是 load indirect 的缩写，用于从内存加载一个值到寄存器，规范见 532 页。LDI 的二进制格式如下：
与 ADD 相比，LDI 只有一种模式，参数也更少。LDI 的操作码是 1010，对应 OP_LDI 枚举类型。和 ADD 类似，它包含一个 3 比特的 DR（destination register）寄存器，用 于存放加载的值。剩余的比特组成 PCoffset9 字段，这是该指令内嵌的一个立即值（ immediate value），和 imm5 类似。由于这个指令是从内存加载值，因此我们可以猜测 ，PCoffset9 是一个加载值的内存地址。
和前面一样，我们需要将这个 9 比特的 PCoffset9 以有符号的方式扩展到 16 比特，但 这次是将扩展之后的值加到当前的程序计数器 PC（如果回头去看前面的 while 循 环，就会发现这条指令加载之后 PC 就会递增）。相加得到的结果（也就是 PC 加完之后的 值）表示一个内存地址，这个地址中存储的值表示另一个地址，后者中存储的是需要加载到 DR 中的值。
这种方式听上去非常绕，但它确是不可或缺的。LD 指令只能加载 offset 是 9 位的地址， 但整个内存是 16 位的。LDI 适用于加载那些远离当前 PC 的地址内的值，但要加载这 些值，需要将这些最终地址存储在离 PC 较近的位置。可以将它想想成 C 中有一个局部变 量，这变量是指向某些数据的指针：
// the value of far_data is an address
// of course far_data itself (the location in memory containing the address) has an address
char* far_data = "apple";
// In memory it may be layed out like this:
// Address Label Value
// 0x123: far_data = 0x456
// ...
// 0x456: string = 'a'
// if PC was at 0x100
// LDI R0 0x023
// would load 'a' into R0
和 ADD 类似，将值放到 DR 之后需要更新条件标志位：
The condition codes are set based on whether the value loaded is negative, zero, or positive. (Pg. 532)
下面是我对 LDI 的实现（后面章节中会介绍 mem_read）：
{
uint16_t r0 = (instr >> 9) & 0x7; /* destination register (DR) */
uint16_t pc_offset = sign_extend(instr & 0x1ff, 9); /* PCoffset 9*/
/* add pc_offset to the current PC, look at that memory location to get the final address */
reg[r0] = mem_read(mem_read(reg[R_PC] + pc_offset));
update_flags(r0);
}
后面会看到，这些指令的实现中，大部分辅助功能函数都是可以复用的。
以上是两个例子，接下来就可以参考这两个例子实现其他的指令。注意本文中有两个指令是 没有用到的：OP_RTI 和 OP_RES。你可以忽略这两个指令，如果执行到它们直接报错。将 main() 函数中未实现的 switch case 补全后，你的虚拟机主体就完成了！
6. 全部指令的参考实现
本节给出所有指令的实现。如果你自己的实现遇到问题，可以参考这里给出的版本。
6.1 RTI & RES
这两个指令本文没用到。
abort();
6.2 Bitwise and（按位与）
{
uint16_t r0 = (instr >> 9) & 0x7;
uint16_t r1 = (instr >> 6) & 0x7;
uint16_t imm_flag = (instr >> 5) & 0x1;
if (imm_flag) {
uint16_t imm5 = sign_extend(instr & 0x1F, 5);
reg[r0] = reg[r1] & imm5;
} else {
uint16_t r2 = instr & 0x7;
reg[r0] = reg[r1] & reg[r2];
}
update_flags(r0);
}
6.3 Bitwise not（按位非）
{
uint16_t r0 = (instr >> 9) & 0x7;
uint16_t r1 = (instr >> 6) & 0x7;
reg[r0] = ~reg[r1];
update_flags(r0);
}
6.4 Branch（条件分支）
{
uint16_t pc_offset = sign_extend((instr) & 0x1ff, 9);
uint16_t cond_flag = (instr >> 9) & 0x7;
if (cond_flag & reg[R_COND]) {
reg[R_PC] += pc_offset;
}
}
6.5 Jump（跳转）
RET 在规范中作为一个单独的指令列出，因为在汇编中它是一个独立的关键字。但是，RET 本质上是 JMP 的一个特殊情况。当 R1 为 7 时会执行 RET。
{
/* Also handles RET */
uint16_t r1 = (instr >> 6) & 0x7;
reg[R_PC] = reg[r1];
}
6.6 Jump Register（跳转寄存器）
{
uint16_t r1 = (instr >> 6) & 0x7;
uint16_t long_pc_offset = sign_extend(instr & 0x7ff, 11);
uint16_t long_flag = (instr >> 11) & 1;
reg[R_R7] = reg[R_PC];
if (long_flag) {
reg[R_PC] += long_pc_offset; /* JSR */
} else {
reg[R_PC] = reg[r1]; /* JSRR */
}
break;
}
6.7 Load（加载）
{
uint16_t r0 = (instr >> 9) & 0x7;
uint16_t pc_offset = sign_extend(instr & 0x1ff, 9);
reg[r0] = mem_read(reg[R_PC] + pc_offset);
update_flags(r0);
}
6.8 Load Register（加载寄存器）
{
uint16_t r0 = (instr >> 9) & 0x7;
uint16_t r1 = (instr >> 6) & 0x7;
uint16_t offset = sign_extend(instr & 0x3F, 6);
reg[r0] = mem_read(reg[r1] + offset);
update_flags(r0);
}
6.9 Load Effective Address（加载有效地址）
{
uint16_t r0 = (instr >> 9) & 0x7;
uint16_t pc_offset = sign_extend(instr & 0x1ff, 9);
reg[r0] = reg[R_PC] + pc_offset;
update_flags(r0);
}
6.10 Store（存储）
{
uint16_t r0 = (instr >> 9) & 0x7;
uint16_t pc_offset = sign_extend(instr & 0x1ff, 9);
mem_write(reg[R_PC] + pc_offset, reg[r0]);
}
6.11 Store Indirect（间接存储）
{
uint16_t r0 = (instr >> 9) & 0x7;
uint16_t pc_offset = sign_extend(instr & 0x1ff, 9);
mem_write(mem_read(reg[R_PC] + pc_offset), reg[r0]);
}
6.12 Store Register（存储寄存器）
{
uint16_t r0 = (instr >> 9) & 0x7;
uint16_t r1 = (instr >> 6) & 0x7;
uint16_t offset = sign_extend(instr & 0x3F, 6);
mem_write(reg[r1] + offset, reg[r0]);
}
7. Trap Routines
LC-3 提供了几个预定于的函数（过程），用于执行常规任务以及与 I/O 设备交换， 例如，用于从键盘接收输入的函数，在控制台上显示字符串的函数。这些都称为 trap routines，你可以将它们当做操作系统或者是 LC-3 的 API。每个 trap routine 都有一个对应的 trap code（中断号）。要执行一次捕获， 需要用相应的 trap code 执行 TRAP 指令。
定义所有 trap code：
enum {
TRAP_GETC = 0x20, /* get character from keyboard, not echoed onto the terminal */
TRAP_OUT = 0x21, /* output a character */
TRAP_PUTS = 0x22, /* output a word string */
TRAP_IN = 0x23, /* get character from keyboard, echoed onto the terminal */
TRAP_PUTSP = 0x24, /* output a byte string */
TRAP_HALT = 0x25 /* halt the program */
};
你可能会觉得奇怪：为什么 trap code 没有包含在指令编码中？这是因为它们没有给 LC-3 带来任何新功能，只是提供了一种方便地执行任务的方式（和 C 中的系统函数类似 ）。在官方 LC-3 模拟器中，trap routines 是用汇编实现的。当调用到 trap code 时，PC 会移动到 code 对应的地址。CPU 执行这个函数（ procedure）的指令流，函数结束后 PC 重置到 trap 调用之前的位置。
规范只定义了 trap routine 的行为，并没有规定应该如何实现。在我们这个虚拟机中， 将会用 C 实现。当触发某个 trap code 时，会调用一个相应的 C 函数。这个函数执行 完成后，执行过程会返回到原来的指令流。
虽然 trap routine 可以用汇编实现，而且物理的 LC-3 计算机也确实是这样做的，但对虚 拟机来说并不是非常合适。相比于实现自己的 primitive I/O routines，我们可以利用操 作系统上已有的。这样可以使我们的虚拟机运行更良好，还简化了代码，提供了一个便于移 植的高层抽象。
TRAP 处理逻辑：
switch (instr & 0xFF) {
case TRAP_GETC: {TRAP GETC, 9} break;
case TRAP_OUT: {TRAP OUT, 9} break;
case TRAP_PUTS: {TRAP PUTS, 8} break;
case TRAP_IN: {TRAP IN, 9} break;
case TRAP_PUTSP: {TRAP PUTSP, 9} break;
case TRAP_HALT: {TRAP HALT, 9} break;
}
和前面几节类似，我会拿一个 trap routine 作为例子展示如何实现，其他的留给读者自己 完成。
7.1 PUTS
PUT trap code 用于输出一个以空字符结尾的字符串（和 C 中的 printf 类似）。规 范见 543 页。
显示一个字符串需要将这个字符串的地址放到 R0 寄存器，然后触发 trap。注意这里和 C 中的字符串有所不同：C 中每个字符占用一个 byte；LC-3 中内存寻找是 16 位的，每个字符都是 16 位，占用 两个 byte。因此要用 C 函数打印这些字符，需要将每个值先转换成 char 类型再输出：
{
/* one char per word */
uint16_t* c = memory + reg[R_R0];
while (*c) {
putc((char)*c, stdout);
++c;
}
fflush(stdout);
}
这就是 PUTS trap routine 的实现了。如果熟悉 C 的话，这个函数应该很容易理解。现 在你可以按照 LC-3 规范，自己动手实现其他的 trap routine 了。
8. Trap Routine 参考实现
本节给出所有 trap routine 的一份参考实现。
8.1 输入单个字符（Input Character）
/* read a single ASCII char */
reg[R_R0] = (uint16_t)getchar();
8.2 输出单个字符（Output Character）
putc((char)reg[R_R0], stdout);
fflush(stdout);
8.3 打印输入单个字符提示（Prompt for Input Character）
printf("Enter a character: ");
char c = getchar();
putc(c, stdout);
reg[R_R0] = (uint16_t)c;
8.4 输出字符串（Output String）
{
/* one char per byte (two bytes per word) here we need to swap back to
big endian format */
uint16_t* c = memory + reg[R_R0];
while (*c) {
char char1 = (*c) & 0xFF;
putc(char1, stdout);
char char2 = (*c) >> 8;
if (char2) putc(char2, stdout);
++c;
}
fflush(stdout);
}
8.5 暂停程序执行（Halt Program）
puts("HALT");
fflush(stdout);
running = 0;
9. 加载程序
前面提到了从内存加载和执行指令，但指令是如何进入内存的呢？将汇编程序转换为 机器码时，得到的是一个文件，其中包含一个指令流和相应的数据。只需要将这个文件的内 容复制到内存就算完成加载了。
程序的前 16 比特规定了这个程序在内存中的起始地址，这个地址称为 origin。因此 加载时应该首先读取这 16 比特，确定起始地址，然后才能依次读取和放置后面的指令及数 据。
下面是将 LC-3 程序读到内存的代码：
void read_image_file(FILE* file) {
uint16_t origin; /* the origin tells us where in memory to place the image */
fread(&origin, sizeof(origin), 1, file);
origin = swap16(origin);
/* we know the maximum file size so we only need one fread */
uint16_t max_read = UINT16_MAX - origin;
uint16_t* p = memory + origin;
size_t read = fread(p, sizeof(uint16_t), max_read, file);
/* swap to little endian */
while (read-- > 0) {
*p = swap16(*p);
++p;
}
}
注意读取前 16 比特之后，对这个值执行了 swap16()。这是因为 LC-3 程序是大端 （big-endian），但现在大部分计算机都是小端的（little-endian），因此需要做大小端 转换。如果你是在某些特殊的机器 （例如 PPC）上运行，那就不 需要这些转换了。
uint16_t swap16(uint16_t x) {
return (x << 8) | (x >> 8);
}我们再封装一下前面加载程序的函数，接受一个文件路径字符串作为参数，这样更加方便：
int read_image(const char* image_path) {
FILE* file = fopen(image_path, "rb");
if (!file) { return 0; };
read_image_file(file);
fclose(file);
return 1;
}
10. 内存映射寄存器
某些特殊类型的寄存器是无法从常规寄存器表（register table）中访问的。因此，在内 存中为这些寄存器预留了特殊的地址。要读写这些寄存器，只需要读写相应的内存地址。这些称为 内存映射寄存器（MMR）。内存映射寄存器通常用于处理与特殊硬件的交互。
LC-3 有两个内存映射寄存器需要实现，分别是：
KBSR：键盘状态寄存器（keyboard status register），表示是否有键按下 KBDR：键盘数据寄存器（keyboard data register），表示哪个键按下了 虽然可以用 GETC 来请求键盘输入，但这个 trap routine 会阻塞执行，知道从键盘获得 了输入。KBSR 和 KBDR 使得我们可以轮询设备的状态然后继续执 行，因此程序不会阻塞。
enum {
MR_KBSR = 0xFE00, /* keyboard status */
MR_KBDR = 0xFE02 /* keyboard data */
};
内存映射寄存器使内存访问稍微复杂了一些。这种情况下不能直接读写内存位置，而要使 用 setter 和 getter 辅助函数。当获取输入时，getter 会检查键盘输入并更新两 个寄存器（也就是相应的内存位置）。
void mem_write(uint16_t address, uint16_t val) {
memory[address] = val;
}
uint16_t mem_read(uint16_t address)
{
if (address == MR_KBSR) {
if (check_key()) {
memory[MR_KBSR] = (1 << 15);
memory[MR_KBDR] = getchar();
} else {
memory[MR_KBSR] = 0;
}
}
return memory[address];
}
这就是我们的虚拟机的最后一部分了！只要你实现了前面提到的 trap routine 和指令，你 的虚拟机就即将能够运行了！
11. 平台相关的细节
本节包含一些与键盘交互以及显示相关的代码。如果不感兴趣可以直接复制粘贴。
如果不是在 Unix 类系统上运行本程序，例如 Windows，那本节内容需要替换为相应的平台 实现。
uint16_t check_key() {
fd_set readfds;
FD_ZERO(&readfds);
FD_SET(STDIN_FILENO, &readfds);
struct timeval timeout;
timeout.tv_sec = 0;
timeout.tv_usec = 0;
return select(1, &readfds, NULL, NULL, &timeout) != 0;
}
下面是特定于 Unix 的设置终端输入的代码：
struct termios original_tio;
void disable_input_buffering() {
tcgetattr(STDIN_FILENO, &original_tio);
struct termios new_tio = original_tio;
new_tio.c_lflag &= ~ICANON & ~ECHO;
tcsetattr(STDIN_FILENO, TCSANOW, &new_tio);
}
void restore_input_buffering() {
tcsetattr(STDIN_FILENO, TCSANOW, &original_tio);
}
当程序被中断时，我们需要将终端的设置恢复到默认：
void handle_interrupt(int signal) {
restore_input_buffering();
printf("\n");
exit(-2);
}
signal(SIGINT, handle_interrupt);
disable_input_buffering();
12. 运行虚拟机
现在你可以编译和运行这个 LC-3 虚拟机了！
用如下命令执行：lc3-vm path/to/2048.obj。
Play 2048!
{2048 Example 13}
Control the game using WASD keys.
Are you on an ANSI terminal (y/n)? y
+--------------------------+
| |
| |
| |
| 2 |
| |
| 2 |
| |
| |
| |
+--------------------------+
调试
如果程序不能正常工作，那可能是你的实现有问题。调试程序就有点麻烦了。我建议通读 LC-3 程序的汇编源代码，然后使用一个调试器单步执行虚拟机指令，确保虚拟机执行到 的指令是符合预期的。如果发现了不符合预期的行为，就需要重新查看 LC-3 规范，确认你 的实现是否有问题。
13. C++ 实现（可选）
使用 C++ 会使代码更简短。本节介绍 C++ 的一些实现技巧。
C++ 有强大的编译时泛型（compile-time generics）机制，可以帮我们自动生成部分指令 的实现代码。这里的基本思想是重用每个指令的公共部分。例如，好几条指令都用到了间接 寻址或有符号扩展然后加到当前寄存器的功能。模板如下：
{Instruction C++ 14}
template <unsigned op>
void ins(uint16_t instr) {
uint16_t r0, r1, r2, imm5, imm_flag;
uint16_t pc_plus_off, base_plus_off;
uint16_t opbit = (1 << op);
if (0x4EEE & opbit) { r0 = (instr >> 9) & 0x7; }
if (0x12E3 & opbit) { r1 = (instr >> 6) & 0x7; }
if (0x0022 & opbit) {
r2 = instr & 0x7;
imm_flag = (instr >> 5) & 0x1;
imm5 = sign_extend((instr) & 0x1F, 5);
}
if (0x00C0 & opbit) { // Base + offset
base_plus_off = reg[r1] + sign_extend(instr & 0x3f, 6);
}
if (0x4C0D & opbit) { // Indirect address
pc_plus_off = reg[R_PC] + sign_extend(instr & 0x1ff, 9);
}
if (0x0001 & opbit) {
// BR
uint16_t cond = (instr >> 9) & 0x7;
if (cond & reg[R_COND]) { reg[R_PC] = pc_plus_off; }
}
if (0x0002 & opbit) { // ADD
if (imm_flag) {
reg[r0] = reg[r1] + imm5;
} else {
reg[r0] = reg[r1] + reg[r2];
}
}
if (0x0020 & opbit) { // AND
if (imm_flag) {
reg[r0] = reg[r1] & imm5;
} else {
reg[r0] = reg[r1] & reg[r2];
}
}
if (0x0200 & opbit) { reg[r0] = ~reg[r1]; } // NOT
if (0x1000 & opbit) { reg[R_PC] = reg[r1]; } // JMP
if (0x0010 & opbit) { // JSR
uint16_t long_flag = (instr >> 11) & 1;
pc_plus_off = reg[R_PC] + sign_extend(instr & 0x7ff, 11);
reg[R_R7] = reg[R_PC];
if (long_flag) {
reg[R_PC] = pc_plus_off;
} else {
reg[R_PC] = reg[r1];
}
}
if (0x0004 & opbit) { reg[r0] = mem_read(pc_plus_off); } // LD
if (0x0400 & opbit) { reg[r0] = mem_read(mem_read(pc_plus_off)); } // LDI
if (0x0040 & opbit) { reg[r0] = mem_read(base_plus_off); } // LDR
if (0x4000 & opbit) { reg[r0] = pc_plus_off; } // LEA
if (0x0008 & opbit) { mem_write(pc_plus_off, reg[r0]); } // ST
if (0x0800 & opbit) { mem_write(mem_read(pc_plus_off), reg[r0]); } // STI
if (0x0080 & opbit) { mem_write(base_plus_off, reg[r0]); } // STR
if (0x8000 & opbit) { // TRAP
{TRAP, 8}
}
//if (0x0100 & opbit) { } // RTI
if (0x4666 & opbit) { update_flags(r0); }
}
{Op Table 14}
static void (*op_table[16])(uint16_t) = {
ins<0>, ins<1>, ins<2>, ins<3>,
ins<4>, ins<5>, ins<6>, ins<7>,
NULL, ins<9>, ins<10>, ins<11>,
ins<12>, NULL, ins<14>, ins<15>
};
