RISC单周期处理器设计：项目应用实例分享

从零构建一个RISC单周期处理器：我的FPGA实战手记

最近在带学生做数字系统课程设计时，我又一次亲手复现了那个经典的“玩具”——RISC单周期处理器。虽然它看起来像个教学模型，远不如现代流水线CPU那样炫酷，但正是这个看似简单的结构，让我第一次真正理解了“一条指令是如何在硬件上跑起来的”。

今天，我想以一个工程师而非教科书作者的身份，带你完整走一遍这个项目的设计全过程。不堆术语，不说空话，只讲我们实际踩过的坑、调过的信号、看过的波形。

为什么是RISC？为什么是单周期？

先说结论：如果你想搞懂CPU是怎么工作的，那就从RISC单周期开始。

不是ARM，也不是x86，更不是直接上RISC-V核。而是自己搭——从PC到ALU，从寄存器堆到控制逻辑，一行行代码写出来。

为什么选RISC？因为它够“干净”。不像CISC那样有上百种复杂寻址模式和变长指令，RISC用的是固定32位指令、统一的操作流程，数据通路清晰得像一张电路图。你可以一眼看出add和lw之间的差异只是几个控制信号的不同。

而单周期呢？它的“笨”反而成了优点——所有操作都在一个时钟周期内完成。没有流水线冒险，没有竞争条件，没有复杂的时序约束（好吧，其实还是有的）。你写完仿真一跑，看到PC+4、寄存器更新、内存读写全部同步发生，那种“我掌控一切”的感觉，对初学者来说太重要了。

我们到底要造什么？

我们的目标很明确：实现一个能运行简单汇编程序的32位RISC处理器，支持以下几类指令：

R-type：add,sub,and,or
I-type：addi,lw,sw
J-type：j

运行平台是Xilinx Artix-7 FPGA，使用Verilog HDL编码，通过Vivado综合与仿真。

整个系统架构如下图所示：

+------------------+ | Instruction | | Memory | | (ROM) | +--------+---------+ | v +-------------------+-------------------+ | | v v +-------+--------+ +--------+-------+ | Control Unit |<------------------+ Program Counter| +-------+--------+ 控制信号 +--------+-------+ | ^ | | v | +-------+--------+ +------------+ +------+------+ | Register File |<-->| ALU |<-->| Sign Extend | +-------+--------+ +------------+ +-------------+ | | | v | +-------+--------+ +---------->| Data Memory | | (RAM) | +----------------+

别看这张图现在规整，当初连PC怎么跳转都纠结了半天。

数据通路：让数据流动起来

核心模块拆解

1. 程序计数器（PC）

最基础但也最容易出错的地方。我们用了一个边沿触发的寄存器来保存当前指令地址：

always @(posedge clk or posedge reset) begin if (reset) pc <= 32'h0; else pc <= pc_next; end

关键在于pc_next的计算。一开始我们只做了pc + 4，结果发现跳转指令完全失效。后来才加上多路选择逻辑：

assign pc_next = branch && alu_zero ? {pc_plus_4[31:28], target_addr} : // beq成立时跳转 jump ? {pc[31:28], jump_addr} : // j指令 pc_plus_4; // 默认顺序执行

⚠️ 坑点提醒：跳转地址拼接时一定要注意高位保留！否则跨区域跳转会出问题。

2. 指令存储器 & 寄存器堆

我们用Block RAM模拟ROM作为指令存储器，初始化加载由MIPS风格汇编生成的二进制码。

寄存器堆用了双端口读、单端口写的结构，其中$0强制为0，符合RISC惯例：

reg [31:0] reg_array [0:31]; always @(posedge clk) begin if (we3 && (wa3 != 5'd0)) reg_array[wa3] <= wd3; end assign rd1 = reg_array[ra1]; assign rd2 = reg_array[ra2];

💡 秘籍：调试时可以在顶层加一个output [31:0] debug_reg[0:31]，把整个寄存器堆引出来观察状态。

3. ALU与符号扩展

ALU本身不难，就是一个多路选择器：

case(alu_ctrl) 3'b000: result = a + b; 3'b001: result = a - b; 3'b010: result = a & b; 3'b011: result = a | b; ... endcase

但要注意两点：
- 减法时要输出zero标志，用于beq判断；
-alu_ctrl来自控制单元的alu_op和funct字段联合译码。

符号扩展单元也很简单，但必须处理好立即数左移（比如lw中的偏移量不需要左移，而跳转地址需要）。

控制单元：处理器的“大脑”

这是我最喜欢的部分——把每条指令翻译成一组开关信号。

我们采用硬连线控制（hardwired control），不用微码。好处是速度快、资源少，适合单周期结构。

来看一段真实的控制逻辑：

always @(*) begin case(op_code) 6'b000000: begin // R-type reg_write = 1; mem_read = 0; mem_write = 0; branch = 0; alu_src = 0; // 第二个操作数来自rt寄存器 mem_to_reg = 0; // 写回数据来自ALU alu_op = 2'b10; // 表示需进一步查看funct end 6'b100011: begin // lw reg_write = 1; mem_read = 1; mem_write = 0; branch = 0; alu_src = 1; // 使用立即数 mem_to_reg = 1; // 写回数据来自内存 alu_op = 2'b00; end 6'b101011: begin // sw reg_write = 0; // 不写回寄存器 mem_read = 0; mem_write = 1; alu_src = 1; alu_op = 2'b00; end ... endcase end

你会发现，每条指令的本质就是一组控制信号的组合。lw之所以能访问内存，不是因为它“特殊”，而是因为mem_read=1且mem_to_reg=1。

这种映射关系可以用一张表来总结：

指令	RegWrite	MemRead	MemWrite	ALUSrc	MemtoReg	ALUOp
add	1	0	0	0	0	10
lw	1	1	0	1	1	00
sw	0	0	1	1	x	00
beq	0	0	0	0	x	01

✅ 小技巧：把这些控制信号做成参数化定义，未来升级流水线时可以直接复用。

实战验证：让CPU真正跑起来

我们写了一段测试程序，功能是将数组A[0..3]求和并存入$t0：

lui $s0, 0x4000 # A基地址高16位 ori $s0, $s0, 0x0000 # 完整地址 0x4000_0000 lw $t1, 0($s0) # A[0] lw $t2, 4($s0) # A[1] add $t1, $t1, $t2 lw $t2, 8($s0) # A[2] add $t1, $t1, $t2 lw $t2, 12($s0) # A[3] add $t0, $t1, $t2 # 结果存入$t0

烧录进FPGA后，通过ILA抓取内部信号，看到PC一步步递增，每次lw都能正确从BRAM读出预置数据，最后$t0得到期望值 —— 成功！

但中间也遇到不少问题：

调试实录：那些让人头秃的夜晚

sw写不进去？
- 查了好久才发现data_memory的写使能信号反了……原来是mem_write没取非。
- 改成.we(~mem_write)就好了（某些RAM IP要求低电平有效）。
beq死循环？
- 原来是alu_zero没连上！ALU计算完减法后忘了输出零标志。
- 加上assign zero = (result == 32'd0);后恢复正常。
时序违例？
- 综合报告显示关键路径延迟达8ns，最高只能跑~125MHz。
- 分析发现瓶颈在“PC → IMEM → 控制单元 → ALU → DMEM → 写回”这条链。
- 解决方案：插入寄存器打拍？不行，这是单周期！最终靠优化布局布线勉强达标。