45235 (664417), страница 2

Просмтор этого файла доступен только зарегистрированным пользователям. Но у нас супер быстрая регистрация: достаточно только электронной почты!

Текст из файла (страница 2)

загрузки из памяти в регистр r1 - оказалось, что содержимое соот-

ветствующей ячейки памяти отсутствует в кэше. При традиционном

подходе процессор перейдет к выполнению команды 2 только после

того, как данные из ячейки mem[r0] основной памяти будут прочита-

ны через интерфейс шины. Все время ожидания процессор будет прос-

таивать.

В то время как скорость процессоров за последние 10 лет вы-

росла по меньшей мере в 10 раз, время доступа к основной памяти

уменьшилось только на 60 процентов. Это увеличивающееся отстава-

ние скорости работы с памятью по отношению к скорости процессора

и было той фундаментальной проблемой, которую пришлось решать при

проектировании P6.

Один из возможных подходов к решению этой проблемы - перенос

• 6 -

ее центра тяжести на разработку высокопроизводительных компонен-

тов, окружающих процессор. Однако массовый выпуск систем, включа-

ющих и высокопроизводительный процессор, и высокоскоростные спе-

циализированные микросхемы окружения, был бы слишком дорогостоя-

щим.

Можно было попытаться решить проблему с использованием гру-

бой силы, а именно увеличить размер кэша второго уровня, чтобы

уменьшить процент случаев отсутствия необходимых данных в кэше.

Это решение эффективное, но тоже чрезвычайно дорогостоящее, осо-

бенно учитывая сегодняшние скоростные требования к компонентам

кэша второго уровня. P6 проектировался с точки зрения эффективной

реализации целостной вычислительной системы, и требовалось, чтобы

высокая производительность системы в целом достигалась с исполь-

зованием дешевой подсистемы памяти.

2Решение, принятое в P6

Решение сформулированной в предыдущем разделе проблемы памя-ти, принятое в P6, заключается в обращении к пулу команд, извле-чении из него команд, следующих за командой, требующей обращения к памяти, и выполнения до момента завершения команды-тормоза мак-симума полезной работы. В приведенном в предыдущем разделе приме-ре процессор не может выполнить команду 2 до завершения команды 1, так как команда 2 зависит от результатов команды 1. В то же время процессор может выполнить команды 3 и 4, не зависящие от результата выполнения команды 1. Мы будем называть такое выполне-ние команд опережающим выполнением. Результаты опережающего вы-полнения команд 3 и 4 не могут быть сразу записаны в регистры, поскольку мы должны изменять состояние вычислительной системы только в соответствии с правильным порядком выполнения программы. Эти результаты хранятся в пуле команд и извлекаются оттуда позд-нее. Таким образом, процессор выполняет команды в соответствии с их готовностью к выполнению, вне зависимости от их первоначально-го порядка в программе, то есть с точки зрения реального порядка выполнения команд P6 является машиной, управляемой потоком дан-ных. В то же время изменение состояния вычислительной системы, например запись в регистры, производится в строгом соответствии с истинным порядком команд в программе.

Чтение из памяти данных, необходимых для команды 1, может

занимать достаточно много тактов. Тем временем P6 продолжает опе-

режающее выполнение команд, следующих за командой 1, и успевает

обработать, как правило, 20-30 команд. Среди этих 20-30 команд

будет в среднем пять команд перехода, которые устройство выбор-

ки/декодирования должно правильно предсказать для того, чтобы ра-

бота устройства диспетчирования/выполнения не оказалась бесполез-

ной. Небольшое количество регистров в архитектуре процессоров

«Intel» приводит к интенсивному использованию каждого из них и,

как следствие, к возникновению множества мнимых зависимостей меж-

ду командами, использующими один и тот же регистр. Поэтому, чтобы

исключить задержку в выполнении команд из-за мнимых зависимостей,

устройство диспетчирования/выполнения работает с дублями регист-

ров, находящимися в пуле команд (одному регистру может соответс-

• 7 -

твовать несколько дублей). Реальный набор регистров контролирует-

ся устройством отката, и результаты выполнения команд отражаются

на состоянии вычислительной системы только после того, как выпол-

ненная команда удаляется из пула команд в соответствии с истинным

порядком команд в программе.

Таким образом, принятая в P6 технология динамического выпол-

нения может быть описана как оптимальное выполнение программы ,

основанное на предсказании будущих переходов, анализе графа пото-

ков данных с целью выбора наилучшего порядка исполнения команд и

на опережающем выполнении команд в выбранном оптимальном порядке.

2Архитектура P6

На рисунке 2 приведена более подробная блок-схема P6, вклю-чающая кэши и интерфейс с основной памятью.

Далее мы будем понимать под «упорядоченным» устройство, ко-

торое работает в соответствии с исходным порядком команд в прог-

рамме, а под «беспорядочным» - устройство, которое не обращает

внимания на исходный порядок команд в программе.

Устройство выборки/декодирования является «упорядоченным»

устройством, которое воспринимает на входе поток команд из прог-

раммы пользователя и декодирует их, превращая в последователь-

ность микрокоманд, соответствующих потоку данных в программе

пользователя.

Устройство диспетчирования/выполнения является «беспорядоч-

ным» устройством, которое воспринимает поток данных и планирует

выполнение микрокоманд с учетом зависимостей по данным и доступ-

ности ресурсов, а также временно сохраняет результаты опережающе-

го выполнения в пуле команд.

Устройство отката - «упорядоченное» устройство, которое зна-

ет, как и когда завершить выполнение команды, то есть перевести

временные результаты опережающего выполнения в постоянное состоя-

ние вычислительной системы.

Интерфейс шины является «частично упорядоченным» устройс-

твом, отвечающим за связь трех вышеупомянутых устройств с внешним

миром. Интерфейс шины взаимодействует непосредственно с кэшем

2-го уровня и поддерживает до 4 параллельных обращений к кэшу.

Интерфейс шины также управляет обменом данными с основной па-

мятью, который происходит с использованием протокола MESI [1].

2Устройство выборки/декодирования

Структура этого устройства приведена на рисунке 3.

Команды из кэша команд могут быть быстро выбраны для после-

дующей обработки. Указатель на следующую команду - это индекс кэ-

ша команд, содержимое которого определяется буфером переходов,

состоянием процессора и сообщениями о неправильном предсказании

перехода, поступающими из устройства выполнения целых команд. Бу-

фер переходов с 512 входами использует расширение алгоритма Йе

(Yeh), которое обеспечивает более чем 90-процентную точность

предсказания переходов.

Предположим, что ничего исключительного не происходит и что

• 8 -

буфер переходов в своих предсказаниях оказался прав (в P6 предус-

мотрены эффективные действия в случае неправильного предсказания

перехода).

Кэш команд выбирает строку кэша, соответствующую индексу в

указателе на следующую команду, и следующую за ней строку, после

чего передает 16 выровненных байтов декодеру. Две строки считыва-

ются из-за того, что команды в архитектуре Intel выровнены по

границе байта, и поэтому может происходить передача управления на

середину или конец строки кэша. Выполнение этой ступени конвейера

занимает три такта, включая время, необходимое для вращения пред-

выбранных байтов и их подачи на декодеры команд. Начало и конец

команд помечаются.

Три параллельных декодера принимают поток отмеченных байтов

и обрабатывают их, отыскивая и декодируя содержащиеся в потоке

команды. Декодер преобразует команды архитектуры Intel в микроко-

манды-триады (два операнда, один результат). Большинство команд

архитектуры Intel преобразуются в одну микрокоманду, некоторые

требуют четырех микрокоманд, а сложные команды требуют обращения

к микрокоду, представляющему из себя набор заранее составленных

последовательностей микрокоманд. Некоторые команды, так называе-

мые байт-префиксы, модифицируют следующую за ними команду, что

также усложняет работу декодера. Микрокоманды ставятся в очередь,

посылаются в таблицу псевдонимов регистров, где ссылки на логи-

ческие регистры преобразуются в ссылки на физические регистры P6,

после чего каждая из микрокоманд вместе с дополнительной информа-

цией о ее состоянии (статусе) посылается в пул команд. Пул команд

реализован в виде массива контекстно-адресуемой памяти, называе-

мого также буфером переупорядочивания.

В этой точке заканчивается «упорядоченная» часть конвейера.

2Устройство диспетчирования/выполнения

Устройство диспетчирования выбирает микрокоманды из пула ко-манд в зависимости от их статуса. Под статусом мы будем понимать информацию о доступности операндов микрокоманды и наличии необхо-димых для ее выполнения вычислительных ресурсов. Если статус мик-рокоманды показывает, что ее операнды уже вычислены и доступны, а необходимое для ее выполнения вычислительное устройство (ресурс) также доступно, то устройство диспетчирования выбирает микроко-манду из пула команд и направляет ее на устройство для выполне-ния. Результаты выполнения микрокоманды возвращаются в пул.

Взаимодействие с вычислительными ресурсами происходит через

пятипортовую распределительную станцию. Структура устройства дис-

петчирования/выполнения показана на рисунке 4.

P6 может запускать на выполнение до 5 микрокоманд за такт,

по одной на каждый порт. Средняя длительно поддерживаемая про-

пускная способность - 3 микрокоманды за такт. Процесс планирова-

ния выполнения микрокоманд является принципиально «беспорядоч-

ным»: момент направления микрокоманд на вычислительные ресурсы

определяется только потоками данных и доступностью ресурсов, без

какой бы то ни было связи с первоначальным порядком команд в

программе.

• 9 -

Алгоритм, отвечающий за планирование выполнения микрокоманд,

является крайне важным для производительности процессора в целом.

Если в каждом такте для каждого ресурса готова к выполнению толь-

ко одна микрокоманда, то проблемы выбора не возникает. Но если

готовых к выполнению на данном ресурсе микрокоманд несколько, то

какую из них выбрать? Можно доверить выбор случаю. Можно приме-

нить алгоритм «первый пришел - первый обслужен». Идеальным был бы

выбор микрокоманды, выполнение которой привело бы к максимальному

сокращению графа потоков данных выполняемой программы. Однако

поскольку нет возможности определить такую микрокоманду в ходе

выполнения программы, используется алгоритм планирования, имити-

рующий модель «первый пришел - первый обслужен», предпочитая

смежное выполнение смежных микрокоманд.

Поскольку система команд Intel содержит множество команд пе-

рехода, многие микрокоманды также являются переходами. Алгоритм,

реализованный в буфере переходов, позволяет в большинстве случаев

правильно предсказать, состоится или не состоится переход, но

иногда он все же будет ошибаться. Рассмотрим для примера случай,

когда буфер переходов предсказывает переход назад в конце цикла:

до тех пор, пока условие выхода из цикла не выполняется, переход

будет предсказываться верно, однако когда это условие станет ис-

тинным, предсказание будет ошибочным.

Для исправления случаев неверного предсказания перехода при-

менен следующий подход. Микрокомандам перехода еще в упорядочен-

ной части конвейера ставятся в соответствие адрес следующей ко-

манды и предполагаемый адрес перехода. После вычисления перехода

реальная ситуация сравнивается с предсказанной. Если они совпада-

ют, то проделанная, исходя из предположения об исходе перехода,

работа оказывается полезной, так как соответствует реальному ходу

программы, а микрокоманда перехода удаляется из пула команд.

Если же допущена ошибка (переход был предсказан, но не прои-

зошел, или было предсказано отсутствие перехода, а в действитель-

ности он состоялся), то устройство выполнения переходов изменяет

статус всех микрокоманд, засланных в пул команд после команды пе-

рехода, чтобы убрать их из пула команд. Правильный адрес перехода

направляется в буфер переходов, который перезапускает весь конве-

йер с нового адреса.

2Устройство отката

Структура устройства отката изображена на рисунке 5.

Устройство отката также проверяет статус микрокоманд в пуле

команд: оно ищет микрокоманды, которые уже выполнены и могут быть

удалены из пула. Именно при удалении микрокоманды результаты ее

выполнения, хранящиеся в пуле команд, реально изменяют состояние

вычислительной системы, например, происходит запись в регистры.

Характеристики

Список файлов реферата