GBA 模拟器内核精讲

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CPU · 软件怎么假装成一块 ARM7 芯片 ​

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上一集我们说，CPU 在不停地重复一个循环：取指、解码、执行。那只是个直觉。这一集，我们看它在 mGBA 里真实的样子——你会发现，整个循环就浓缩在一个函数里。

一、先看全貌：11 行就是 CPU 的灵魂 ​

GBA 的 CPU 是一颗 ARM7，运行在 ARM 模式下时，mGBA 用这个函数走完一条指令：

c
static inline void ARMStep(struct ARMCore* cpu) {
	uint32_t opcode = cpu->prefetch[0];
	cpu->prefetch[0] = cpu->prefetch[1];
	cpu->gprs[ARM_PC] += WORD_SIZE_ARM;
	LOAD_32(cpu->prefetch[1], cpu->gprs[ARM_PC] & cpu->memory.activeMask, cpu->memory.activeRegion);

	unsigned condition = opcode >> 28;
	if (condition != 0xE) {
		unsigned flags = cpu->cpsr.flags >> 4;
		bool conditionMet = conditionLut[condition] & (1 << flags);
		if (!conditionMet) {
			cpu->cycles += ARM_PREFETCH_CYCLES;
			return;
		}
	}
	ARMInstruction instruction = _armTable[((opcode >> 16) & 0xFF0) | ((opcode >> 4) & 0x00F)];
	instruction(cpu, opcode);
}

↗ 源码：src/arm/arm.c#L201

别被它吓到。这 11 行，包含了一颗 CPU 全部的灵魂：取指、流水线、PC、条件执行、解码、执行、计时。我们一个个拆。

二、取指与流水线：PC 为什么总是「超前」 ​

c
uint32_t opcode = cpu->prefetch[0];
cpu->prefetch[0] = cpu->prefetch[1];
cpu->gprs[ARM_PC] += WORD_SIZE_ARM;
LOAD_32(cpu->prefetch[1], ...);

真实的 ARM7 芯片用三级流水线：当前指令在执行时，下一条已经在解码、再下一条已经在取指。mGBA 没有逐级精确模拟流水线，而是用一个两格的预取队列 prefetch[0]、prefetch[1] 抓住它的行为：

  • prefetch[0] 是这次要执行的指令；
  • 取走它之后，prefetch[1] 递补到 prefetch[0]；
  • PC 前进一条指令的宽度（ARM 模式 4 字节）；
  • 再从新的 PC 处 LOAD 一条，填满 prefetch[1]。

结果就是：PC 永远领先正在执行的指令两条。这正是真实硬件的可观测行为——很多游戏代码会利用「读 PC 拿到的是当前指令+8」这个特性。软件不必复刻电路，只要这个行为对得上，游戏就分辨不出真假。这就是「假装成芯片」的精髓。

三、PC 只是数组里的一个格子 ​

cpu->gprs[ARM_PC] 揭示了一件事：所谓寄存器组，在模拟器里就是一个数组 gprs，而 PC（程序计数器）不过是其中一个有特殊约定的格子（ARM_PC 是它的下标）。改 PC = 改数组的一个元素，跳转就是给这个格子赋个新值。CPU 的「状态」，本质就是这一组数字。

四、条件执行：ARM 的独门设计 ​

c
unsigned condition = opcode >> 28;
if (condition != 0xE) {
	unsigned flags = cpu->cpsr.flags >> 4;
	bool conditionMet = conditionLut[condition] & (1 << flags);
	if (!conditionMet) {
		cpu->cycles += ARM_PREFETCH_CYCLES;
		return;
	}
}

ARM 指令有个独特设计：几乎每条指令的最高 4 位都是「条件码」。0xE 表示「无条件执行」（最常见，所以单独快速放行）；否则就拿这 4 位条件码，去 conditionLut 这张表里查——结合当前的标志位（cpsr.flags，记录上次运算是否为零、有无进位等），判断这条指令这次到底要不要执行。

为什么这么设计？为了少跳转。别的架构里 if (x) y++ 往往要一条分支指令；ARM 可以让 y++ 自带「仅当上次比较相等才执行」的条件，省掉分支，流水线不被打断。

↗ 条件查找表 conditionLut：src/arm/arm.c#L182

注意最后那句 cpu->cycles += ARM_PREFETCH_CYCLES; return;：即使这条指令被跳过，也要计时、也要花周期。这呼应了序章说的「周期精确」——时间账一分都不能少记。

五、解码就是查一张表（兑现上集的钩子） ​

序章我们卖了个关子：解码用「查表法」。这就是它：

c
ARMInstruction instruction = _armTable[((opcode >> 16) & 0xFF0) | ((opcode >> 4) & 0x00F)];

_armTable 是一张预先建好的函数指针表。mGBA 不用一长串 if (是加法) ... else if (是跳转) ... 去判断指令类型，而是把 opcode 里真正决定指令种类的那些特征位抠出来（(opcode >> 16) & 0xFF0 取高位特征，(opcode >> 4) & 0x00F 取低位特征），拼成一个索引，一次查表就拿到这条指令对应的处理函数。O(1)，没有分支链。

这是模拟器里反复出现的核心手法：用空间换时间，用表驱动代替条件判断。一张表把「指令长什么样」和「该怎么执行」一一对应起来。

六、执行：交给函数指针 ​

c
instruction(cpu, opcode);

查表拿到的 instruction 是个函数指针，调用它，就真正执行了这条指令——读写寄存器、算术运算、访存、跳转。具体每条指令内部怎么实现（比如一条加法怎么更新标志位），是下一集的内容。这一集你只需记住：解码的终点，是调用一个专门写好的函数。

七、单步感受一下 ​

光看代码不够直观。下面这个组件用一段示意指令序列，带你单步走一遍 ARMStep：左边高亮当前执行到的代码行，右边是 CPU 的状态。重点盯住 PC 和 prefetch——你会亲眼看到 PC 怎么领先、预取队列怎么递补、cycles 怎么累加。

opcode = prefetch[0]; // 取出当前指令
prefetch[0] = prefetch[1]; // 下一条递补
PC += 4; // 指向再下一条
prefetch[1] = LOAD(PC); // 预读填满队列
if (!conditionMet) { cycles++; return; } // 条件不满足则跳过
instr = armTable[index(opcode)]; // 查表解码
instr(cpu, opcode); // 执行
PC0x8000000
prefetch[0]0xE3A00001
prefetch[1]0xE2800002
cycles0
已执行指令：0

教学示意，非精确 ARM 仿真。注意 PC 始终领先正在执行的指令——这就是流水线预取。

八、这个函数被谁反复调用 ​

ARMStep 只走一条指令。是谁让它转起来的？

c
void ARMRunLoop(struct ARMCore* cpu) {
	while (cpu->cycles < cpu->nextEvent) {
		ARMStep(cpu);   // 一直跑，直到该处理下一个事件
	}
	cpu->irqh.processEvents(cpu);
}

↗ 源码：src/arm/arm.c#L243

注意循环条件 cpu->cycles < cpu->nextEvent：CPU 一条条执行指令、一路累加周期，直到攒够周期、该轮到别的部件做事了（比如 PPU 该画下一行、定时器该响），才停下来交给事件调度器。这正是序章那根「贯穿全场的时钟」如何指挥 CPU 的——我们会在第 5 集《时间的主宰》里专门讲这个调度器。

下一集 ​

我们已经看到，解码的终点是 instruction(cpu, opcode) 调用一个函数。那个函数里到底发生了什么？一条指令是怎么真正改变 CPU 状态的？下一集，我们走进 Thumb 指令集，看一条指令如何执行、周期从哪里来。