46348 (665514), страница 8

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

Текст из файла (страница 8)

Рассмотрим работу цикла инкрементирования элементов вектора на подобного рода машине в предположении, что одновременно могут выдаваться две операции обращения к памяти, две операции с плавающей точкой и одна целочисленная операция либо одна команда перехода. На рисунке 3.19 показан код для реализации этого цикла. Цикл был развернут семь раз, что позволило устранить все возможные приостановки конвейера. Один проход по циклу осуществляется за 9 тактов и вырабатывает 7 результатов. Таким образом, на вычисление каждого результата расходуется 1.28 такта (в нашем примере для суперскалярной машины на вычисление каждого результата расходовалось 2.4 такта).

Рис. 3.19.

Для машин с VLIW-архитектурой был разработан новый метод планирования выдачи команд, названный "трассировочным планированием". При использовании этого метода из последовательности исходной программы генерируются длинные команды путем просмотра программы за пределами базовых блоков. Как уже отмечалось, базовый блок - это линейный участок программы без ветвлений.

С точки зрения архитектурных идей машину с очень длинным командным словом можно рассматривать как расширение RISC-архитектуры. Как и в RISC-архитектуре аппаратные ресурсы VLIW-машины предоставлены компилятору, и ресурсы планируются статически. В машинах с очень длинным командным словом к этим ресурсам относятся конвейерные функциональные устройства, шины и банки памяти. Для поддержки высокой пропускной способности между функциональными устройствами и регистрами необходимо использовать несколько наборов регистров. Аппаратное разрешение конфликтов исключается и предпочтение отдается простой логике управления. В отличие от традиционных машин регистры и шины не резервируются, а их использование полностью определяется во время компиляции.

В машинах типа VLIW, кроме того, этот принцип замены управления во время выполнения программы планированием во время компиляции распространен на системы памяти. Для поддержания занятости конвейерных функциональных устройств должна быть обеспечена высокая пропускная способность памяти. Одним из современных подходов к увеличению пропускной способности памяти является использование расслоения памяти. Однако в системе с расслоенной памятью возникает конфликт банка, если банк занят предыдущим обращением. В обычных машинах состояние занятости банков памяти отслеживается аппаратно и проверяется, когда выдается команда, выполнение которой связано с обращением к памяти. В машине типа VLIW эта функция передана программным средствам. Возможные конфликты банков определяет специальный модуль компилятора - модуль предотвращения конфликтов.

Обнаружение конфликтов не является задачей оптимизации, это скорее функция контроля корректности выполнения операций. Компилятор должен быть способен определять, что конфликты невозможны или, в противном случае, допускать, что может возникнуть наихудшая ситуация. В определенных ситуациях, например, в том случае, когда производится обращение к массиву, а индекс вычисляется во время выполнения программы, простого решения здесь нет. Если компилятор не может определить, что конфликт не произойдет, операции не могут планироваться для параллельного выполнения, а это ведет к снижению производительности.

Компилятор с трассировочным планированием определяет участок программы без обратных дуг (переходов назад), которая становится кандидатом для составления расписания. Обратные дуги обычно имеются в программах с циклами. Для увеличения размера тела цикла широко используется методика раскрутки циклов, что приводит к образованию больших фрагментов программы, не содержащих обратных дуг. Если дана программа, содержащая только переходы вперед, компилятор делает эвристическое предсказание выбора условных ветвей. Путь, имеющий наибольшую вероятность выполнения (его называют трассой), используется для оптимизации, проводимой с учетом зависимостей по данным между командами и ограничений аппаратных ресурсов. Во время планирования генерируется длинное командное слово. Все операции длинного командного слова выдаются одновременно и выполняются параллельно.

После обработки первой трассы планируется следующий путь, имеющий наибольшую вероятность выполнения (предыдущая трасса больше не рассматривается). Процесс упаковки команд последовательной программы в длинные командные слова продолжается до тех пор, пока не будет оптимизирована вся программа.

Ключевым условием достижения эффективной работы VLIW-машины является корректное предсказание выбора условных ветвей. Отмечено, например, что прогноз условных ветвей для научных программ часто оказывается точным. Возвраты назад имеются во всех итерациях цикла, за исключением последней. Таким образом, "прогноз", который уже дается самими переходами назад, будет корректен в большинстве случаев. Другие условные ветви, например ветвь обработки переполнения и проверки граничных условий (выход за границы массива), также надежно предсказуемы.

Аппаратные средства поддержки большой степени распараллеливания

Методы, подобные разворачиванию циклов и планированию трасс, могут использоваться для увеличения степени доступного параллелизма, когда поведение условных переходов достаточно предсказуемо во время компиляции. Если же поведение переходов не известно, одной техники компиляторов может оказаться не достаточно для выявления большей степени параллелизма уровня команд. Существуют два метода, которые могут помочь преодолеть подобные ограничения. Первый метод заключается в расширении набора команд условными или предикатными командами. Такие команды могут использоваться для ликвидации условных переходов и помогают компилятору перемещать команды через точки условных переходов. Условные команды увеличивают степень параллелизма уровня команд, но имеют существенные ограничения. Для использования большей степени параллелизма разработчики исследовали идею, которая называется "выполнением по предположению" (speculation), и позволяет выполнить команду еще до того, как процессор узнает, что она должна выполняться (т.е. этот метод позволяет избежать приостановок конвейера, связанных с зависимостями по управлению).

Выполнение по предположению (speculation)

Поддерживаемое аппаратурой выполнение по предположению позволяет выполнить команду до момента определения направления условного перехода, от которого данная команда зависит. Это снижает потери, которые возникают при наличии в программе зависимостей по управлению. Чтобы понять, почему выполнение по предположению оказывается полезным, рассмотрим следующий простой пример программного кода, который реализует проход по связанному списку и инкрементирование каждого элемента этого списка:

for (p=head; p <> nil; *p=*p.next) {

*p.value = *p.value+1;

}

Подобно циклам for, с которыми мы встречались в более ранних разделах, разворачивание этого цикла не увеличит степени доступного параллелизма уровня команд. Действительно, каждая развернутая итерация будет содержать оператор if и выход из цикла. Ниже приведена последовательность команд в предположении, что значение head находится в регистре R4, который используется для хранения p, и что каждый элемент списка состоит из поля значения и следующего за ним поля указателя. Проверка размещается внизу так, что на каждой итерации цикла выполняется только один переход.

J looptest

start: LW R5,0(R4)

ADDI R5,R5,#1

SW 0(R4),R5

LW R4,4(R4)

looptest: BNEZ R4,start

Развернув цикл однажды можно видеть, что разворачивание в данном случае не помогает:

J looptest

start: LW R5,0(R4)

ADDI R5,R5,#1

SW 0(R4),R5

LW R4,4(R4)

BNEZ R4,end

LW R5,0(R4)

ADDI R5,R5,#1

SW 0(R4),R5

LW R4,4(R4)

looptest: BNEZ R4,start

end:

Даже прогнозируя направление перехода мы не можем выполнять с перекрытием команды из двух разных итераций цикла, и условные команды в любом случае здесь не помогут. Имеются несколько сложных моментов для выявления параллелизма из этого развернутого цикла:

• Первая команда в итерации цикла (LW R5,0(R4)) зависит по управлению от обоих условных переходов. Таким образом, команда не может выполняться успешно (и безопасно) до тех пор, пока мы не узнаем исходы команд перехода.

• Вторая и третья команды в итерации цикла зависят по данным от первой команды цикла.

• Четвертая команда в каждой итерации цикла (LW R4,4(R4)) зависит по управлению от обоих переходов и антизависит от непосредственно предшествующей ей команды SW.

• Последняя команда итерации цикла зависит от четвертой.

Вместе эти условия означают, что мы не можем совмещать выполнение никаких команд между последовательными итерациями цикла! Имеется небольшая возможность совмещения посредством переименования регистров либо аппаратными, либо программными средствами, если цикл развернут, так что вторая загрузка более не антизависит от SW и может быть перенесена выше.

В альтернативном варианте, при выполнении по предположению, что переход не будет выполняться, мы можем попытаться совместить выполнение последовательных итераций цикла. Действительно, это в точности то, что делает компилятор с планированием трасс. Когда направление переходов может прогнозироваться во время компиляции, и компилятор может найти команды, которые он может безопасно перенести на место перед точкой перехода, решение, базирующееся на технологии компилятора, идеально. Эти два условия являются ключевыми ограничениями для выявления параллелизма уровня команд статически с помощью компилятора. Рассмотрим развернутый выше цикл. Переход просто трудно прогнозируем, поскольку частота, с которой он является выполняемым, зависит от длины списка, по которому осуществляется проход. Кроме того, мы не можем безопасно перенести команду загрузки через переход, поскольку, если содержимое R4 равно nil, то команда загрузки слова, которая использует R4 как базовый регистр, гарантированно приведет к ошибке и обычно сгенерирует исключительную ситуацию по защите. Во многих системах значение nil реализуется с помощью указателя на неиспользуемую страницу виртуальной памяти, что обеспечивает ловушку (trap) при обращении по нему. Такое решение хорошо для универсальной схемы обнаружения указателей на nil, но в данном случае это не очень помогает, поскольку мы можем регулярно генерировать эту исключительную ситуацию, и стоимость обработки исключительной ситуации плюс уничтожения результатов выполнения по предположению будет огромной.

Чтобы преодолеть эти сложности, машина может иметь в своем составе специальные аппаратные средства поддержки выполнения по предположению. Эта методика позволяет машине выполнять команду, которая может быть зависимой по управлению, и избежать любых последствий выполнения этой команды (включая исключительные ситуации), если окажется, что в действительности команда не должна выполняться. Таким образом выполнение по предположению, подобно условным командам, позволяет преодолеть два сложных момента, которые могут возникнуть при более раннем выполнении команд: возможность появления исключительной ситуации и ненужное изменение состояния машины, вызванное выполнением команды. Кроме того, механизмы выполнения по предположению позволяют выполнять команду даже до момента оценки условия командой условного перехода, что невозможно при условных командах. Конечно, аппаратная поддержка выполнения по предположению достаточно сложна и требует значительных аппаратных ресурсов.

Один из подходов, который был хорошо исследован во множестве исследовательских проектов и используется в той или иной степени в машинах, которые разработаны или находятся на стадии разработки в настоящее время, заключается в объединении аппаратных средств динамического планирования и выполнения по предположению. В определенной степени подобную работу делала и IBM 360/91, поскольку она могла использовать средства прогнозирования направления переходов для выборки команд и назначения этих команд на станции резервирования. Механизмы, допускающие выполнение по предположению, идут дальше и позволяют действительно выполнять эти команды, а также другие команды, зависящие от команд, выполняющихся по предположению.

Аппаратура, реализующая алгоритм Томасуло, который был реализован в IBM 360/91, может быть расширена для обеспечения поддержки выполнения по предположению. С этой целью необходимо отделить средства пересылки результатов команд, которые требуются для выполнения по предположению некоторой команды, от механизма действительного завершения команды. Имея такое разделение функций, мы можем допустить выполнение команды и пересылать ее результаты другим командам, не позволяя ей однако делать никакие обновления состояния машины, которые не могут быть ликвидированы, до тех пор, пока мы не узнаем, что команда должна безусловно выполниться. Использование цепей ускоренной пересылки также подобно выполнению по предположению чтения регистра, поскольку мы не знаем, обеспечивает ли команда, формирующая значение регистра-источника, корректный результат до тех пор, пока ее выполнение не станет безусловным. Если команда, выполняемая по предположению, становится безусловной, ей разрешается обновить регистровый файл или память. Этот дополнительный этап выполнения команд обычно называется стадией фиксации результатов команды (instruction commit).

Главная идея, лежащая в основе реализации выполнения по предположению, заключается в разрешении неупорядоченного выполнения команд, но в строгом соблюдении порядка фиксации результатов и предотвращением любого безвозвратного действия (например, обновления состояния или приема исключительной ситуации) до тех пор, пока результат команды не фиксируется. В простом конвейере с выдачей одиночных команд мы могли бы гарантировать, что команда фиксируется в порядке, предписанном программой, и только после проверки отсутствия исключительной ситуации, вырабатываемой этой командой, просто посредством переноса этапа записи результата в конец конвейера. Когда мы добавляем механизм выполнения по предположению, мы должны отделить процесс фиксации команды, поскольку он может произойти намного позже, чем в простом конвейере. Добавление к последовательности выполнения команды этой фазы фиксации требует некоторых изменений в последовательности действий, а также в дополнительного набора аппаратных буферов, которые хранят результаты команд, которые завершили выполнение, но результаты которых еще не зафиксированы. Этот аппаратный буфер, который можно назвать буфером переупорядочивания, используется также для передачи результатов между командами, которые могут выполняться по предположению.

Буфер переупорядочивания предоставляет дополнительные виртуальные регистры точно так же, как станции резервирования в алгоритме Томасуло расширяют набор регистров. Буфер переупорядочивания хранит результат некоторой операции в промежутке времени от момента завершения операции, связанной с этой командой, до момента фиксации результатов команды. Поэтому буфер переупорядочивания является источником операндов для команд, точно также как станции резервирования обеспечивают промежуточное хранение и передачу операндов в алгоритме Томасуло. Основная разница заключается в том, что когда в алгоритме Томасуло команда записывает свой результат, любая последующая выдаваемая команда будет выбирать этот результат из регистрового файла. При выполнении по предположению регистровый файл не обновляется до тех пор, пока команда не фиксируется (и мы знаем определенно, что команда должна выполняться); таким образом, буфер переупорядочивания поставляет операнды в интервале между завершением выполнения и фиксацией результатов команды. Буфер переупорядочивания не похож на буфер записи в алгоритме Томасуло, и в нашем примере функции буфера записи интегрированы с буфером переупорядочивания только с целью упрощения. Поскольку буфер переупорядочивания отвечает за хранение результатов до момента их записи в регистры, он также выполняет функции буфера загрузки.

Каждая строка в буфере переупорядочивания содержит три поля: поле типа команды, поле места назначения (результата) и поле значения. Поле типа команды определяет, является ли команда условным переходом (для которого отсутствует место назначения результата), командой записи (которая в качестве места назначения результата использует адрес памяти) или регистровой операцией (команда АЛУ или команда загрузки, в которых местом назначения результата является регистр). Поле назначения обеспечивает хранение номера регистра (для команд загрузки и АЛУ) или адрес памяти (для команд записи), в который должен быть записан результат команды. Поле значения используется для хранения результата операции до момента фиксации результата команды. На рисунке 3.20 показана аппаратная структура машины с буфером переупорядочивания. Буфер переупорядочивания полностью заменяет буфера загрузки и записи. Хотя функция переименования станций резервирования заменена буфером переупорядочивания, нам все еще необходимо некоторое место для буферизации операций (и операндов) между моментом их выдачи и началом выполнения. Эту функцию выполняют регистровые станции резервирования. Поскольку каждая команда имеет позицию в буфере переупорядочивания до тех пор, пока она не будет зафиксирована (и результаты не будут отправлены в регистровый файл), результат тегируется посредством номера строки буфера переупорядочивания, а не номером станции резервирования. Это требует, чтобы номер строки буфера переупорядочивания, присвоенный команде, отслеживался станцией резервирования.

Характеристики

Список файлов реферата