Э. Таненбаум - Архитектура компьютера (1127755), страница 81
Текст из файла (страница 81)
Если время цикла микроархитектуры М(с-3 составляет ЬТ нс, то для выполнения команды 5НАР машине М1с-3 требуется 11АТ нс, а машине М)с-2 — 6 циклов по ЗАТ нс каждый, то есть всего 18АТ нс. Конвейеризация увеличивает быстродействие компьютера даже несмотря на то, что один раз приходится простаивать из-за явления реальной взаимозависимости. Конвейеризация является ключевой технологией во всех современных процессорах, поэтому важно хорошо в ней разбираться. На рис. 4.22 графически проиллюстрирована конвейеризация тракта данных, изображенного на рис. 4.21.
В первой колонке показано, что происходит во время цикла 1, вторая колонка представляет цикл 2 и т. д. (предполагается, что простоев нет). Закрашенная область на рисунке для цикла 1 и команды 1 означает, что блок выборки команд занят вызовом команды 1. В цикле 2 значения регистров, вызванных командой 1, загружаются в А и В, а в это время блок выборки команд занимается вызовом команды 2, что также показано закрашенными серыми прямоугольниками. Во время цикла 3 команда 1 использует АЛУ и схему сдвига, регистры А и В загружаются для команды 2, вызывается команда 3. Наконец, во время цикла 4 работают все 4 команды одновременно. Сохраняются результаты выполнения команды 1, АЛУ выполняет вычисления для команды 2, регистры А и В загружаются для команды 3, вызывается команда 4.
Если бы мы показали цикл 5 и следующие, модель была бы точно такой же, как в цикле 4: все четыре части тракта данных работали бы независимо друг от друга. Данный конвейер содержит 4 ступени: для вызова команд, для доступа к операндам, для работы АЛУ и для записи результата обратно в регистры. Он похож на конвейер, изображенный на рис. 2.3, а, только у него отсутствует ступень декодирования (расшифровки).
Здесь важно подчеркнуть, что, хотя выполнение одной команды занимает 4 цикла, в каждом цикле начинается новая команда и завершается предыдущая. Можно рассматривать схему на рис. 4.22 не вертикально (по колонкам), а горизонтально (по рядам). При выполнении команды 1 в цикле 1 функционирует блок выборки команд. В цикле 2 значения регистров помещаются на шины А и В.
В цикле 3 работают АЛУ и схема сдвига. Наконец, в цикле 4 полученные результаты сохраняются в регистрах. Отметим, что имеется 4 доступных устройства и во время каждого цикла определенная команда использует только одно из них, оставляя свободными другие устройства для других команд. Разработка уровня микроархитектуры 325 ц з Цикл 2 Цикл 1 Цикл 4 Время Рио. 4.22. Графическая иллюстрация работы конвейера Проведем аналогию с конвейером на заводе, производящем автомобили. Чтобы изложить суть работы такого конвейера, представим, что ровно каждую минуту звучит гонг, и в этот момент все автомобили передвигаются по конвейеру на один шаг.
На каждом шаге рабочие выполняют определенную операцию с автомобилем, который оказывается перед ними, например ставят колеса или тормоза. При каждом ударе гонга (это — 1 цикл) очередная заготовка поступает на конвейер и один собранный автомобиль сходит с конвейера. Таким образом, завод выпускает один автомобиль в минуту независимо от того, сколько времени занимает сборка одного автомобиля. В этом и состоит суть конвейера. Такой подход в равной степени применим и к процессорам, и к автомобилям. 326 Глава 4.
Уровень микроархитектуры Семиступенчатый конвейер— микроархитектура М! с-4 Мы не упомянули о том факте, что каждая микрокоманда выбирает следующую за ней. Большинство из них просто выбирают очередную команду в текущей последовательности, но последняя из них, например зиарб, часто совершает межуровневый переход, который останавливает работу конвейера, поскольку после этого перехода вызывать команды заранее уже бессмысленно. Поэтому нам нужно придумать лучшую технологию.
Следующая (н последняя) микроархитектура — М1с-4. Ее основные компоненты представлены на рис. 4.23, но большая их часть не показана, чтобы сделать схему более понятной. Как и М1с-З, эта микроархитектура содержит блок выборки команд (1НЗ), который заранее вызывает слова из памяти и сохраняет различные значения МВк. Бит завершения Рис. 4.23. Основные компоненты микроархитектуры М~с-4 Разработка уровня микроархитектуры 327 Блок выборки команд передает входящий поток байтов в новый компонент— блок декодирования.
Этот блок содержит внутреннее ПЗУ, которое индексируется кодом 11ЧМ-операции. Каждый элемент (ряд) блока состоит из двух частей: поля длины ЦУМ-команды и индекса в другом ПЗУ вЂ” ПЗУ микроопераций. Длина 1)ЧМ-команды нужна для того, чтобы блок декодирования мог разделить входящий поток байтов и установить, какие байты являются кодами операций, а какие — операндами.
Если длина текущей команды составляет 1 байт (например, длина команды РОР), то блок декодирования определяет, что следующий байт — это код операции. Если длина текущей команды составляет 2 байта, блок декодирования определяет, что следующий байт — это операнд, сразу за которым следует другой код операции. Когда появляется префиксная команда ИЮО, следующий байт преобразуется в специальный расширенный код операции, например, И10Е плюс 1ЕОАО превращается в И10Е П.ОАО. Блок декодирования передает индекс в ПЗУ микроопераций, который он находит в своей таблице, следующему компоненту, блоку формирования очереди. Этот блок содержит логические схемы и две внутренние таблицы одну для ПЗУ и вторую для ОЗУ.
В ПЗУ находится микропрограмма, причем каждая 11 ЧМ-команда состоит из микроопераций. Эти микрооперации должны располагаться в строгом порядке, и, например, переход из и1 бе П оаб2 в 11оаб2, который допустим в микроархитектуре М1с-2, не разрешается. Каждая последовательность микро- операций должна выполняться полностью, в некоторых случаях последовательности дублируются. Структура микрооперации сходна со структурой микрокоманды (см.
рис. 4.4), только в данном случае поля ХЕХТ АП1ЖЕЯБ и 1АМ отсутствуют и требуется новое поле для определения входа на шину А. Имеется также два новых бита: бит завершения и бит перехода. Бит завершения устанавливается на последней микрооперации каждой последовательности (чтобы обозначить эту операцию). Бит перехода нужен для указания на микрооперации, которые являются условными микропереходами. По формату они отличаются от обычных микроопераций. Они состоят из битов )АМ и индекса в ПЗУ микроопераций.
Микрокоманды, которые раньше осуществляли какие-либо действия с трактом данных, а также выполняли условные микропереходы (например, 11114), теперь нужно разбивать на две микрооперации. Блок формирования очереди работает следующим образом. Он получает от блока декодирования индекс микрооперации в ПЗУ микроопераций. Затем он отыскивает микрооперацию и копирует ее во внутреннюю очередь. После этого он копирует очередную микрооперацию в ту же очередь, а также микрооперацию, следующую за этой микрооперацией. Так продолжается до тех пор, пока не появится микрооперация с битом завершения. Тогда блок копирует эту последнюю микрооперацию и останавливается.
Если блоку не встретилась микрооперация с битом перехода и у него осталось достаточно свободного пространства, он посылает сигнал подтверждения приема блоку декодирования. Когда блок декодирования принимает сигнал подтверждения, он посылает блоку формирования очереди следующую 11ЧМ-команду. Таким образом, последовательность 11"ЧМ-команд в памяти в конечном итоге превращается в последовательность микроопераций в очереди.
Эти микрооперации 328 Глава 4. Уровень микроархитектуры передаются в регистры М1К, которые посылают сигналы тракту данных. Но есть еще один фактор, который нам нужно учесть: поля каждой микрооперации не действуют одновременно. Поля А и В активны во время первого цикла, поле АЛУ активно во время второго цикла, поле С активно во время третьего цикла, а все операции с памятью происходят в четвертом цикле.
Чтобы все эти операции выполнялись правильно, мы ввели 4 независимых регистра М?К в схему на рис. 4.23. В начале каждого цикла (на рис. 4.2 это время Ав) значение М1КЗ копируется в регистр М1К4, значение М1К2 — в регистр М1КЗ, значение М1К1 — в регистр М1К2, а в М1К1 загружается новая микрооперация из очереди. Затем каждый регистр М1К выдает сигналы управления, но используются только некоторые из них. Поля А и В из регистра М1К1 применяются для выбора регистров, которые запускают защелки А и В, а поле АЛУ в регистре М1К1 не используется и не связано ни с чем на тракте данных. В следующем цикле микрооперация передается в регистр М1К2; выбранные регистры находятся в защелках А и В. Поле АЛУ теперь используется для запуска АДУ.
В следующем цикле поле С запишет результаты обратно в регистры. После этого микрооперация передается в регистр М1К4 и инициирует любую необходимую операцию памяти, используя загруженное значение регистра МАК (или М?Ж для записи). Нужно обсудить еще один аспект микроархитектуры М?с-4 — микропереходы. Некоторым ??УМ-командам нужен условный переход, который осуществляется с помощью бита Х. Когда происходит такой переход, конвейер не может продолжать работу. Именно поэтому нам пришлось добавить в микрооперацию бит перехода.
Когда в блок формирования очереди поступает микрооперация с таким битом, блок воздерживается от передачи сигнала о получении данных блоку декодирования. В результате машина простаивает до тех пор, пока этот переход не разрешится. Предположительно, некоторые ??УМ-команды, не зависящие от этого перехода, могут быть уже переданы в блок декодирования, но не в блок формирования очереди, поскольку он еще не выдал сигнал о получении. Чтобы разобраться в этой путанице и вернуться к нормальной работе, требуется специальное устройство и особые механизмы, но мы не будем рассматривать их в этой книге.
Здесь отметим только, что классик, написавший о губительности команд цоСо, был безусловно прав [551. Мы начали с микроархитектуры М?с-1 и, пройдя довольно долгий путь, закончили микроархитектурой М?с-4. Аппаратное обеспечение микроархитектуры Мнэ1 оказалось очень простым, поскольку практически все управление было реализовано программно. Микроархитектура М?с-4 является конвейеризированной структурой с семью ступенями и более сложным аппаратным обеспечением. Данный конвейер изображен на рис.
![](https://s.studizba.com/z.php?f=/templates/si/i/noavatar.png&w=100&h=100&t=1"){kind=avatar}
