以 CH32X035 的 startup_ch32x035.S 为例：启动文件与启动流程精读

嵌入式
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结论速览

  • 上电不是从 main 开始：硬件从 0x0 取指，第一条是 .init 里的 j handle_reset（实测 j 到 0x4c6），启动代码本体在 .text 里。
  • handle_reset 七步：gp → sp → 搬 .data → 清 .bss → 4 个 CSR → SystemInit() → mepc = main; mret。
  • .vector 是数据表不是代码：55 项 / 0xdc 字节；未实现的中断全部指向同一个 2 字节自跳 j .（0x4c4）。
  • 进 main 用 mret，ra 未设置，所以 main 不能 return；ISR 依赖 0x804 = 3 打开的硬件栈 + interrupt("WCH-Interrupt-fast")。

一、读这份 .S 之前要用的知识

1.1 一个启动文件里其实有三类内容

内容 例子 落到哪个段
段指令/伪指令 .section、.align、.option、.word 不产生代码，只影响布局
数据表 .word NMI_Handler 等 55 行 .vector
指令 j handle_reset、la sp, _eusrstack、csrw .init、.text.vector_handler、.text.handle_reset

汇编器把它们分别塞进不同段，再由链接脚本（Ld/Link.ld）排序定位。两份文件是同一件事的两半：.S 负责”顺序和语义”，.ld 负责”地址和符号”。

1.2 出现的指令速认

指令 含义 在本文件里的用途
j label 无条件跳转（不保存返回地址） _start 跳到 handle_reset；弱符号桩 j 1b
jal ra, func 跳转并保存返回地址 jal SystemInit
la rd, sym 取符号地址（auipc + addi 两条） 取 gp/sp/_data_lma 等
lui / addi 拼一个 32 位立即数/地址 配合 la，也被 li 展开
li rd, imm 装载小立即数 li t0, 0x3
lw / sw 读/写内存 .data 搬运、.bss 清零
bgeu / bltu 无符号比较跳转 搬运与清零的循环条件
csrw csr, rs 写 CSR（Control and Status Register，控制状态寄存器） 0xbc0、0x804、mstatus、mtvec、mepc
mret 从机器模式异常返回 进 main；ISR 返回

1.3 数字标签 1: / 1b / 2f

1:、2: 是可重复使用的局部标签：1b = 往回找最近的 1:，2f = 往前找最近的 2:。所以这个文件里 1: 出现了 4 次、2: 出现了 4 次都不冲突——每段循环各用各的。这是汇编里避免起名字的惯用法。

1.4 .option 三个

写法 作用 为什么需要
.option norelax / .option pop 关掉链接器”放松”优化 la gp, __global_pointer$ 若被放松成 gp 相对寻址，就成了”用 gp 算 gp”的鸡生蛋问题，所以启动代码里必须先关掉
.option norvc / .option rvc 关/开压缩指令（RVC，RISC-V Compressed） 向量表本来要求 4 字节步长；这里表项是 .word（天然 4 字节），norvc 是防止汇编器在该区间生成 2 字节指令破坏布局的保险

1.5 .align 1 在 RISC-V 是 2 的 1 次方

RISC-V 汇编里 .align n 是 2^n 字节（和 ARM 的”字节数”语义不同）。证据：objdump 的段表里 .init 和 .vector 的对齐都是 2**1，即 2 字节，正好对应源码里的 .align 1——为支持 RVC 的半字对齐。ARM 思维下把 .align 1 当成 1 字节，或者把 .align 4 当成 4 字节，都会看错。

1.6 这份文件用到的 CSR

CSR 地址 标准还是私有 本文件写入值
mstatus 0x300 RISC-V 标准 0x88
mtvec 0x305 RISC-V 标准 _vector_base | 3
mepc 0x341 RISC-V 标准 main 的地址
— 0xbc0 WCH 私有 0x1f
— 0x804 WCH 私有 0x3

⚠ 还有两个容易混的近亲，都不在本文件里：

  • 0x800：WCH 的全局中断使能，C 里 __enable_irq() 就是 csrs 0x800, 0x88（core_riscv.h）。
  • 0x804：中断系统配置（本文件写的那个）。0x800 和 0x804 差一位，功能完全不同，是这类代码最常见的看错点。

1.7 弱符号 + 中断属性

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    .weak   NMI_Handler
...
NMI_Handler:
HardFault_Handler:
...
1:
	j 1b

.weak 的含义是”这个符号先按我给的地址占位，如果别的 .o 里有强定义，就以它为准”。于是启动文件给每个中断都提供了一个默认桩（全部指向同一个 j 1b 死循环），工程里任何 .c 只要定义同名函数就自动接管。

中断函数的属性也不是随便写的：

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void TIM3_IRQHandler(void) __attribute__((interrupt("WCH-Interrupt-fast")));

WCH-Interrupt-fast 告诉编译器：”硬件栈模式已开，进来时寄存器由硬件压栈，你只需要保存自己用到的 callee-saved 寄存器，返回用 mret。”这个”硬件栈模式已开”的前提，正是启动文件里那句 csrw 0x804, 3。

二、启动流程与全程地址

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复位 → 硬件从 0x0 取指
 0x000:  4c60006f  j 0x4c6              ← .init 唯一一条指令（_start / _sinit）
 0x4c6:  auipc/addi gp   → 0x20000880   __global_pointer$
 0x4ce:  auipc/addi sp   → 0x20005000   _eusrstack（RAM 顶端）
 0x4d6:  搬 .data        0xb458 → 0x20000000，共 0xb0 字节
 0x4fe:  清 .bss         0x200000b0 → 0x200020c0
 0x518:  csrw 0xbc0  ← 0x1f             流水线/指令预测
 0x51e:  csrw 0x804  ← 0x3              中断嵌套 + 硬件栈
 0x524:  csrw mstatus← 0x88             MIE | MPIE
 0x52c:  csrw mtvec  ← 0x7              _vector_base(0x4) | 3
 0x53c:  jal 0x43e                      SystemInit()
 0x540:  csrw mepc   ← 0x334            main
 0x54c:  mret                            → main，永不返回

之后的中断路径：

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外设触发中断 → 硬件按 mtvec 模式查表 → 表项 = 4 + 4×中断号
 例：TIM3 中断号 54 → 表址 0xdc → 0x2ccc = TIM3_IRQHandler（bsp_tick.c）
     硬件压栈（HPE）→ ISR 只存 s0 → 业务 → mret

（表项 0 之外的地址都可数：. vector 从 0x4 起，第 n 项在 0x4 + 4n。）

三、逐段精读

3.1 .init：整段只有一条指令

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	.section	.init,"ax",@progbits
	.global	_start
	.align	1
_start:
	j	handle_reset
  • .section .init,"ax",@progbits：进入名字叫 .init 的段，"a" = 分配地址、"x" = 可执行，@progbits = 有内容。
  • .global _start 把它导出，这样 Link.ld 里的 ENTRY(_start) 才能找到它。
  • 为什么只有一条 j？因为复位后内核固定从 0x0 取指，而这里空间最紧张、最讲究”只能放一条能跳到远方的指令”。真正的启动代码放到 .text 里，让链接器去排地址。
  • 实测这条 j 编码是 4c60006f，跳转目标 0x4c6——和 Ld/Link.ld 里 .init 位于 0x0、大小 4 字节完全对得上。

_start 是怎么落到 0x0 的——不是启动文件一家干的，是四个环节接力：

环节 谁 动作
汇编 本文件（startup_ch32x035.S:13-16） .section .init 把 _start 放进 .init 段，位置是段内偏移 0；.global 使它可被引用
定位 Ld/Link.ld MEMORY 里 FLASH ORIGIN = 0x00000000，且 SECTIONS 里 .init 是第一个输出段 → .init 的 VMA/LMA = 0x0，于是 _start = 0x0
记入口 Link.ld 的 ENTRY( _start ) 写进 ELF 头 e_entry，objdump 才显示 start address 0x00000000
复位 QingKe 内核 复位后固定从 0x0 取指，不查 ELF 头、不问 ENTRY

⚠ 最后一行是重点：ENTRY(_start) 只是记录，硬件只认 0x0，两者必须一致——这就是 .init 必须在 SECTIONS 里排第一、FLASH 必须从 0x0 开始的原因。另外，若别的 .o 也往 .init 里放东西，谁在 0x0 就取决于链接顺序：KEEP(*(SORT_NONE(.init))) 里的 SORT_NONE 是”不排序、按链接顺序”，这种冲突不会报错，只会静默换掉第一条指令。

3.2 .vector：55 项数据表，不是代码

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    .section    .vector,"ax",@progbits
    .align  1
_vector_base:
    .option norvc;
    .word   _start
    .word   0
    .word   NMI_Handler
    ...（共 55 行 .word）

表项分布：

索引 内容 索引 内容
0 _start（惯例占位，复位其实直接走 0x0） 8 Ecall_U_Mode_Handler
1 0（保留） 9 Break_Point_Handler
2 NMI_Handler 10、11 0（保留）
3 HardFault_Handler 12 SysTick_Handler
4 0（保留） 13 0（保留）
5 Ecall_M_Mode_Handler 14 SW_Handler
6、7 0（保留） 15 0（保留）
16 起 外设中断：WWDG、PVD、FLASH、EXTI7_0、AWU、DMA1_CH18、ADC1、I2C1、USART14、SPI1、TIM1~3、USBFS、PIOC、OPA、USBPD…… 共 39 项

⚠ 两个常被算错的数字：

  • 表项数是 55，不是 63。.word 一共 55 行 → 内容 0xdc 字节。
  • objdump 里 .vector 段大小显示 0xfc，比 0xdc 多 0x20 —— 那是 Link.ld 里 .vector 段尾的 . = ALIGN(64) 填充，把后面 .text 顶到 0x100 造成的。别把它当成”有 63 项”。

三个内核相关的表项值得单独记：

  • 表项 12 = SysTick_Handler：本工程 SysTick 是内核 64 位时基，只服务 Delay_Us()/Delay_Ms() 的轮询计数，不开中断（见 User/ch32x035_it.c 的说明）。1ms 节拍实际由 TIM3 提供。
  • **表项 14 = SW_Handler**：软件中断。裸机工程里是空的默认桩；FreeRTOS 的 port 在 portASM.S 里自己实现了它，用来做任务切换。
  • **表项 9 = Break_Point_Handler**、表项 8 = Ecall_U_Mode_Handler：说明这颗 QingKe 内核的表里保留了 U 模式和断点异常的位置，模板一律填空。

3.3 弱符号桩：40 多个标签共用一个死循环

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    .section    .text.vector_handler, "ax", @progbits
    .weak   NMI_Handler
    ...（40 多个 .weak）
NMI_Handler:
HardFault_Handler:
...
TIM3_IRQHandler:
1:
	j 1b
  • 从第 128 行到第 172 行是连续的标签，中间没有指令——所以它们全部等于同一个地址。实测就是 0x4c4，里面是一条 2 字节的 c.j .（自跳）。
  • 于是”未实现的中断”= 进去就出不来。这是 WCH 模板的固定行为，不是 bug：它把”漏写 ISR”变成明显现象（卡死）而不是随机跑飞。
  • 覆盖方法：在任何 .c 里定义同名函数即可，不需要动启动文件。本工程就是这么干的：
符号 默认桩 本工程实际
NMI_Handler 0x4c4 死循环 0x322，User/ch32x035_it.c 里也是 while(1)
HardFault_Handler 0x4c4 死循环 0x324，调 NVIC_SystemReset() 后死循环
TIM3_IRQHandler 0x4c4 死循环 0x2ccc，Code/UserBsp/bsp_tick.c 里累加 s_u32TickMs
其余 USART/USBFS/EXTI… 0x4c4 死循环 未被覆盖，仍是死循环

顺便记一个 HardFault 的细节：NVIC_SystemReset() 的实现在 core_riscv.h 里只有一行 NVIC->CFGR = NVIC_KEY3 | (1<<7)，即往 0xE000E048 写 0xBEEF0080（PFIC->CFGR 的偏移是 0x48，NVIC_KEY3 = 0xBEEF0000）。反汇编里 HardFault_Handler 是内联展开的 lui/addi/sw 三条，和这条 C 语句一模一样——所以这颗芯片”硬故障即复位”是库函数做的，不是硬件自动行为。

3.4 第一步与第二步：gp、sp

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handle_reset:
.option push
.option	norelax
	la gp, __global_pointer$
.option	pop
1:
	la sp, _eusrstack
  • gp 必须先设：编译器对 .sdata/.sdata2/.sbss 里的小变量用 gp 相对寻址（±2K）。gp 没设好之前，任何访问 small data 的代码都会跑飞——所以这一步排在最前面，而且用 .option norelax 把自己保护起来。
  • sp 相对不那么急，但要在任何函数调用前设好，否则压栈直接写飞。实测 sp = _eusrstack = 0x20005000，即 RAM 顶端（ORIGIN(RAM)+LENGTH(RAM)）。
  • 这两步用的都是链接脚本提供的符号，正好接着 Link.ld 那篇说的”符号契约”：.S 要什么名字，.ld 就必须 PROVIDE 出来。

3.5 搬 .data：Flash 初值 → RAM 变量

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	la a0, _data_lma
	la a1, _data_vma
	la a2, _edata
	bgeu a1, a2, 2f
1:
	lw t0, (a0)
	sw t0, (a1)
	addi a0, a0, 4
	addi a1, a1, 4
	bltu a1, a2, 1b
2:
  • 语义：把 Flash 上 [_data_lma, _data_lma + size) 的内容拷到 RAM 的 [_data_vma, _edata)，一次 4 字节（RISC-V 不支持内存到内存的块拷贝指令，只能 lw+sw）。
  • 实测：源 0xb458、目标 0x20000000、终点 0x200000b0，共 0xb0 = 176 字节。
  • 一个可以直观看到”链接器放松（relaxation）”的细节：反汇编里 la a2, _edata 变成了 addi a2, gp, -2000——因为 _edata 落在 gp±2K 窗口内，汇编器/链接器直接用一条 gp 相对指令替换了 auipc+addi 两条。而 la sp, _eusrstack 因为太远，只能保留两条。
  • 循环边界用 bgeu（无符号比较）：地址比较永远要用无符号，用有符号比较在跨越 0x80000000 时会出错。

3.6 清零 .bss

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	la a0, _sbss
	la a1, _ebss
	bgeu a0, a1, 2f
1:
	sw zero, (a0)
	addi a0, a0, 4
	bltu a0, a1, 1b
2:
  • .bss 里的变量在 C 语言语义下初值必须是 0，但它们在 Flash 里不占空间（NOBITS），所以只能运行时清零：实测 0x200000b0 → 0x200020c0，约 8.2 KB。
  • 这里 sw zero 一次写 4 字节，所以循环条件是”先判断再写”。如果 .bss 不是 4 字节对齐，这种循环会越界——保证它对齐的正是 Link.ld 里 .bss 段头的 . = ALIGN(4) 和 _edata 尾部的对齐。
  • 顺带看一段”拼接关系”：.bss 在 RAM 里紧跟在 .data 之后，实测 _edata = _sbss = 0x200000b0——两个循环首尾相接、互不重叠。它们都按 4 字节步进读写，所以必须靠 Link.ld 里的 ALIGN(4)（.data 尾的 PROVIDE(_edata = .) 之前、.bss 段头）来保证边界对齐；不对齐时 sw zero, (a0) 会越界写到别的变量上。

3.7 四个 CSR：真正的”内核开关”

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/* Configure pipelining and instruction prediction */
    li t0, 0x1f
    csrw 0xbc0, t0
/* Enable interrupt nesting and hardware stack */
	li t0, 0x3
	csrw 0x804, t0
/* Enable global interrupt and configure privileged mode */
   	li t0, 0x88
   	csrw mstatus, t0
/* Configure the interrupt vector table recognition mode and entry address mode */
 	la t0, _vector_base
    ori t0, t0, 3
	csrw mtvec, t0
写入 拆位 实测值 后果
0xbc0 ← 0x1f WCH 私有的流水线/指令预测控制 — 注释原话：”Configure pipelining and instruction prediction”；非标准 CSR，只有 WCH 手册有完整定义
0x804 ← 0x3 bit0 = 中断嵌套使能，bit1 = 硬件栈（HPE）使能 — 两者都开。这就是 interrupt("WCH-Interrupt-fast") 能成立的前提
mstatus ← 0x88 bit3 MIE = 1，bit7 MPIE = 1 — MIE ← MPIE（=1），mret 之后全局中断是打开的
mtvec ← 0x7 _vector_base(0x4) | 模式位 3 0x7 低两位是模式：按向量表、表项里放的是绝对地址

两条容易忽略的联动：

  1. 0x804 的中断嵌套位必须和 C 侧的优先级分组一致。ch32x035_misc.h 里就直接写了提示：”Check the configuration of CSR(0x804) in the startup file(.S)”——嵌套关掉时，优先级寄存器只有 bit[7:5] 一个子优先级字段；嵌套打开时才有”抢占优先级 + 子优先级”。本工程启动时按嵌套开启配置（0x3），main 里的第一件事就是 NVIC_PriorityGroupConfig(NVIC_PriorityGroup_1)，两边是对上的。
  2. mstatus 里同时也设了特权模式相关位。RTOS 变体把它改成 0x1800（MPP = 0b11、MIE = 0），用意是”返回后中断先别开，交给 OS 自己开”——见第五章。

3.8 SystemInit() 与 mret 进 main

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   jal  SystemInit
la t0, main
csrw mepc, t0
mret
  • SystemInit()（User/system_ch32x035.c）做的是时钟：RCC->CTLR |= 1 开 HSI，RCC->CFGR0 |= 0x50、&= 0xF8FFFF5F，然后 SetSysClock() 按宏选择频率——本工程启用的是 SYSCLK_FREQ_48MHz_HSI，即 48MHz HSI（HSI_VALUE = 48000000）。注意它不管 RAM/时钟之外的事，也不初始化外设。
  • 用 mret 而不是 jal 进 main 是个关键细节：mret 用 mepc 当目标、顺便完成特权级和中断状态的切换，但**它不设置 ra**。所以 main 里 ra 是复位残留值，main 一旦 return 就是跳到垃圾地址。裸机上 main 必须以 while(1) 收尾，这不是风格问题。
  • 反汇编里能看到 main 的第一条不是压栈，而是 jal t0, __riscv_save_0——这是编译选项 -msave-restore 的产物：函数序言/尾声被抽成公共库函数以省代码体积，不认识的读者容易把它当成”调用了什么函数”。

四、中断是怎么进来的

把第二章那张图和本章连起来，一次完整的中断是这样的：

  1. 外设触发（例如 TIM3 更新事件），PFIC（Programmable Fast Interrupt Controller，可编程快速中断控制器，core_riscv.h 里用宏 NVIC 别名指同一块寄存器）拉高中断请求。
  2. 硬件按 mtvec 查表：低两位是 3 → 表项里是绝对地址，取 0x4 + 4 × IRQn 处的字作为入口。TIM3 的 IRQn = 54 → 地址 0xdc → 实测就是 0x2ccc。
  3. 硬件压栈（HPE）：因为 csrw 0x804, 3 打开了硬件栈，进入 ISR 时调用者保存寄存器（含 mepc、mstatus）由硬件自动入栈，软件不用管。
  4. ISR 只保存自己用的 callee-saved。实测 TIM3_IRQHandler：
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00002ccc <TIM3_IRQHandler>:
    2ccc:  addi sp,sp,-16
    2cce:  sw   s0,12(sp)
    ...    业务：查标志、清标志、s_u32TickMs++、LcdTick、BspButtonScanTick…
    2d1a:  lw   s0,12(sp)
    2d1c:  addi sp,sp,16
    2d1e:  mret

对比一个普通函数（SystemInit）：序言是 jal t0, __riscv_save_0，尾声是 ret。ISR 的 mret 和”只存自己用到的寄存器”这两点，正是 interrupt("WCH-Interrupt-fast") 的效果；写错了（比如自己声明成普通函数、或手写 mret 却让编译器也生成返回序列）就会出现寄存器被破坏或连续返回两次的怪现象。

  1. 想让某个中断有响应，标准动作只有两步：打开外设的中断使能（NVIC->IENR[...]，外设库函数会做）+ 在任意 .c 里实现同名 xxx_IRQHandler 覆盖弱符号。启动文件一行都不用改。

五、其他例程的启动文件差异

tools/EVT/EXAM/ 下 11 份 startup_ch32x035.S 与工程版逐行比对，差别只有四处（SRC/Startup/ 那份与工程版完全相同）：

例程 差异 含义
RunInRam/RunInRAM_Select 在 .bss 清零之后多一段循环：la a0,_highcode_lma / a1 =_highcode_vma_start / a2 =_highcode_vma_end，lw/sw 搬到 RAM 与 .ld 里 .highcode >RAM AT>FLASH 配对，把标了 .highcode 的函数搬进 RAM 跑
FreeRTOS / HarmonyOS LiteOS_m / TencentOS csrw 0x804, 2（只开硬件栈，关中断嵌套）、mstatus ← 0x1800（MPP=0b11、MIE=0，返回后全局中断保持关闭） RTOS 自己管临界区和优先级，不希望内核悄悄嵌套；中断由 OS 启动调度器时再开
RT-Thread 同上两条，并且把入口从 main 换成 entry RT-Thread 的 C 入口是 entry()，由它再调用 rtthread_startup()
FLASH/BootAsUser 最前面多一个 .bxx 段：.align 2 + lui a4,0x80000; lui a5,0xe000f; sw a4,-752(a5)（即往 0xE000ED10 写 0x80000） .ld 把 .bxx 放在 BOOT FLASH（0x1FFF0000）最前面，这段是 BOOT FLASH 被当作”入口”时先跑的一小段；模板未给注释，寄存器含义以 WCH 手册为准

📌 规律很清楚：改启动文件基本只有两件事——改 CSR 初值（中断嵌套/特权/中断开关），或者在搬运清单里加一段（highcode）。入口函数、外设初始化都不在这里。

六、坑

坑 说明
main 里 return 进 main 用的是 mret，没设 ra；return 即跳垃圾地址。必须 while(1)
漏写 ISR 就卡死 默认桩是 j . 自跳，且所有未实现中断共享它，现象是”死在某处、调试器显示不在任何函数里”
混淆 0x800 / 0x804 0x800 是全局中断使能（__enable_irq，csrs），0x804 是中断嵌套+硬件栈（csrw）
把 .align 1 当 1 字节 RISC-V 是 2^n；用 ARM 直觉读会算错向量表的对齐
.vector 大小当表项数 段大小 0xfc 含 64 字节对齐填充，真正的表项是 55 个 0xdc 字节
改 0x804 不同步改优先级分组 两者必须配套（ch32x035_misc.h 的注释已明确提示）
ISR 写成普通函数 丢了 interrupt("WCH-Interrupt-fast")，编译器会按普通 ABI 保存寄存器、用 ret 返回，行为不可预期
以为 SystemInit() 会初始化外设 它只管时钟（HSI + 分频）；GPIO/USART/TIM 都要在 main 里自己配
只看 .S 不看 .ld _eusrstack、_data_lma、_vector_base 这些符号全部由链接脚本提供，改 Link.ld 就会改启动行为

七、速查表

问题 答案
复位后第一条指令在哪？ 0x0，.init 里的 j handle_reset（实测目标 0x4c6）
启动代码为什么不放在 0x0？ 0x0 只留一条跳转；真正的启动代码在 .text 里由链接器排版
.vector 里有多少项？ 55 项（0xdc 字节），段大小 0xfc 是因为 ALIGN(64) 填充
我写的 USART1_IRQHandler 为什么生效了？ 启动文件用 .weak 给了默认桩，你的强定义自动覆盖，不用改启动文件
中断怎么找到我的函数？ mtvec 低两位 = 3（表项为绝对地址），入口地址 = 0x4 + 4 × IRQn
为什么 ISR 不用自己保存所有寄存器？ csrw 0x804, 3 开了硬件栈，硬件负责压栈；WCH-Interrupt-fast 属性让编译器只存 callee-saved
main 能不能 return？ 不能。进 main 用 mret，ra 未设置
启动时中断是开着的吗？ 是。mstatus = 0x88 让 mret 后 MIE = 1；RTOS 变体改成 0x1800 则是关着的
SystemInit() 做了什么？ 开 HSI、配置分频，本工程跑 48MHz HSI；不碰任何外设
换个芯片型号要改哪里？ 换 startup_*.S（向量表项和外设中断号都不同）+ 换 Link.ld 的 MEMORY，其余按芯片头文件改