Реферат: Суперскалярні мікропроцесори

Конфлікти цього типу виникають у тому випадку, коли застосування конвеєрної обробки може змінити порядок обігу за операндами так, що він буде кардинально відрізнятися від порядку проходження операндів при послідовному виконанні команд.

Таблиця 1

ADDR1,R2, R3	1	2	3	4	5
SUB R4, R1, R5	1	2	3	4	5
AND R6, R1, R7	1	2	3	4	5
OR R8,R1, R9	1	2	3	4	5
XOR R10,R1,R11	1	2	3	4	5

Приклад: відповідно до вищенаведеної таблиці всі команди, що випливають за АDD, використають її результат, але для такого конвеєрного виконання команда SUB прочитає неправильний результат, тому що команда додавання ще не встигла записати результат виконання.

Ця проблема вирішується з використанням схемних рішень, називаних пересиланням даних (просування, обхід або закоротка). У цьому випадку результат операції АЛУ знову подається на вхід АЛУ. Якщо апаратури виявляє, що попередня операція записує свій результат у регістр, що є джерелом для наступної операції, то логічні схеми керування вибирають як входи результат, що надходить по ланцюгах обходу, а не значення, прочитане з регістрового файлу. Така техніка обходів може бути узагальнена й використана не тільки для АЛУ, але й для інших функціональних пристроїв у мікропроцесорі.

Конфлікти за даними класифікуються в такий спосіб:

- читання після читання (RAR). Залежність відсутня. Порядок виконання команд не важливий;

- читання після запису (RAW). j-я команда намагається прочитати результат i-й команди перш, ніж i-я запише цей результат. Усувається механізмом обходу;

- запис після читання (WAR).j-я команда намагається записати в приймач перш, ніж його вміст считається i-й командою, у результаті i-я команда може некоректно одержати нове значення;

- запис після запису (WAW). j-я команда намагається записати операнд перш, ніж буде записаний результат i-й. Виникає в конвеєрах при записі з багатьох щаблів, або що дозволяють виконуватися наступній команді, коли попередня припинена.Конфлікти за даними, що приводять до припинення конвеєра.Приклад послідовності команд, яка приводитьдо такого рода конфликтів приведен в таблиці 2.

Таблиця 2

LWR1,32,(R6)	1	2	3	4	5
ADD R4,R1,R7	1	2	6	3	4	5
SUB R5,R1,R8	1	6	2	3	4	5
AND R6,R1,R7	6	1	2	3	4	5

Команда LW (завантаження регістра 1 з пам'яті за адресою, що перебуває в регістрі 6) має затримку, що не усувається механізмом обходу. Це така ж ситуація (міхур), як і для структурного конфлікту . Для даного випадку використається апаратури внутрішніх блокувань конвеєра.

4. Архітектура СМП

Для перерахованих вище типів МП існують поняття статичної й динамічної послідовності команд.

Статична - це впорядкована послідовність команд у пам'яті мікропроцесора.

Динамічна - безліч послідовностей інструкцій у порядку їхнього виконання, що відповідає динаміці налагодження програми. Динамічна структура програми може бути змінена, при незмінній статичній структурі. Це й дає підвищення ступеня паралельності виконання команд. При виконанні програми мікропроцесор як би просуває за статичною структурою програми вікно виконання. Команди в цьому вікні можуть виконуватися паралельно, якщо між ними немає залежності.

Малюнок 1. Архітектура суперскалярного мікропроцесора

5. Основні прийоми підвищення швидкодії в СМП

Передвиборка команд і пророкування переходів

Блок передвиборки команд витягає з пам'яті декілька команд за один такт мікропроцесора й тому особливі вимоги пред'являються до пропускної здатності інтерфейсу мікропроцесор-пам'ять. Для цього застосовуються багаторівневі роздільні кеш-пам'яті дані й кеш-пам'яті команд.

У блоці пророкування переходів використаються або додаткові біти в коді операції або переддекодування при виборі з кеш-пам'яті.

Декодування команд, перейменування ресурсів і диспетчеризація

На цьому етапі визначаються істотні залежності й переборюються несуттєві, виробляється розподіл команд по буферах функціональних пристроїв.

Для подолання зайвих залежностей, що виникають у результаті обмеженості логічних ресурсів, комірок пам'яті, регістрів використається механізм динамічного відображення логічних ресурсів на фізичні ресурси мікропроцесора.

Коли команда створює нове значення для фізичного ресурсу, він одержує ім'я. Дана процедура називається перейменуванням регістрів. Існують два основних способи перейменування:

1 - фізичний файл регістрів більше логічного. Зі списку вільних фізичних регістрів береться один і йому зіставляється відповідне логічне ім'я. Якщо список вільних регістрів порожній, диспетчеризація команд припиняється до моменту появи вільних фізичних регістрів.

2- фізичний файл регістрів дорівнює логічному файлу , але є один буфер, що використається для встановлення порядку виконання команд при перериваннях . Команди містяться в кінець буфера й після виконання її результат заноситься в заздалегідь певний елемент черги. Якщо команда досягла кінця буфера й була вже виконана, її результат міститься в регістровий файл, а сама команда вилучається. Не виконана команда перебуває в буфері до одержання необхідного їй операнда. Коли буфер заповнюється, диспетчеризація призупиняється.

Виконання команд

Після формування для кожної команди впорядкованих трійок (коду операції, операнда-источника, операнда-приймача) і розміщення їх у буферах, наступає фаза динамічної перевірки готовності значень операндів для виконання команди.

Команда готова, як тільки готові операнди, але є ряд обмежень, пов'язаних з доступністю фізичних ресурсів (виконавчі пристрої, комутатори й порти регістрових файлів) і переупорядкуванням буфера. Для організації вікна виконання використаються різні методи:

1- Одна черга - перейменування регістрів не потрібно й доступність операндів відзначається бітом резервування в кожному регістрі. Регістр резервується, що коли модифікує його команда призначається на виконання й звільняється коли команда виконана;

2- Кілька черг - кожна черга організується для команд одного типу, команди роботи з FPU, робота з АЛУ, робота з пам'яттю;