文章目錄

• 1. 重排序緩存
• 2. 管理處理器狀態(tài)
• • 2.1 使用ROB管理指令集定義的狀態(tài)
  • 2.2. 使用物理寄存器管理指令集定義的狀態(tài)
• 3. 特殊情況處理
• • 3.1 分支預測失敗
  • • 3.1.1 基于ROB進行重命名的架構(gòu)中進行狀態(tài)恢復
    • 3.1.2 在基于同一的PRF進行重命名的架構(gòu)中進行狀態(tài)修復
  • 3.2 異常處理
  • 3.3 中斷的處理
  • 3.4 Store指令處理
  • 3.5 指令離開流水線的限制

1. 重排序緩存

本質(zhì)上是FIFO. 存儲指令的類型，結(jié)果，目的寄存器和異常的類型。ROB容量決定了流水線中最多可以同時執(zhí)行的指令個數(shù)。

4-way超標量處理器ROB端口需求：

讀端口

• 寄存器重命名階段 ：四條指令源操作數(shù)ROB需要8個讀端口
• 提交階段：四條指令退休（最少，實際issue width更寬）需要4個讀端口

寫端口

• 分發(fā)階段：寫入ROB四條指令，需要4個寫端口
• 寫回階段：寫入四條指令結(jié)果，最少需要4個寫端口

2. 管理處理器狀態(tài)

Architecture State 和 Speculative State

2.1 使用ROB管理指令集定義的狀態(tài)

ARF也稱為RRF(retire register file)。
一般配合數(shù)據(jù)捕捉。payload RAM.

不管指令從旁路網(wǎng)絡、ROB還是通用寄存器中取得操作數(shù)，最后都需要在進入流水線執(zhí)行階段之前，從payload RAM中得到操作數(shù)，這種方式不關(guān)心操作數(shù)位置變化。

ROB+非數(shù)據(jù)捕捉有較高的硬件復雜度。

2.2. 使用物理寄存器管理指令集定義的狀態(tài)

使用統(tǒng)一的物理寄存器堆PRF。指令集中定義的所有寄存器堆都混在這個寄存器堆中。

一條指令退休時，這條指令結(jié)果仍然占據(jù)原來對應的物理寄存器，狀態(tài)會標記為Architecture state，等到后續(xù)有另外一條指令也寫到同一個目的寄存器，并且這條后續(xù)指令退休時，才可以將當前這條指令對應的物理寄存器釋放。

優(yōu)點：

指令從ROB中退休時，不需要將指令結(jié)果搬移，仍存在于物理寄存器中。低功耗設計。

一部分指令沒有目的寄存器，該方式占用的物理寄存器個數(shù)小于此時ROB中指令個數(shù)。

ROB需要大量讀寫端口，而使用PRF狀態(tài)管理，可以對PRF采用cluster結(jié)構(gòu)等，采用一些靈活方式避免多端口的負面影響。

缺點：
需要額外表格存放那些物理寄存器是空閑的；需要額外表格存放哪些物理寄存器是Architecture state。

3. 特殊情況處理

• 分支預測失敗
• 異常
• store

3.1 分支預測失敗

以寄存器重命名階段為界：

• 前端恢復 front-end recovery：重命名階段之前的指令抹掉，分支預測器中的歷史狀態(tài)表（GHR、BHR等）進行恢復，并使用正確的地址取指令。
• 后端恢復 back-end recovery：Issue Queue、Store buffer和ROB錯誤的指令抹掉，將RAT恢復，同時被錯誤指令占據(jù)的物理寄存器和ROB的空間也需要被釋放。
  
  當$$Tim{e}_{(back?endrecovery)}<Tim{e}_{(front?endrecovery)}+Tim{e}_{(fetch?renaming)}$$此時，流水線不需要暫停。

大部分恢復任務都是對寄存器重命名相關(guān)的部件進行的，重命名的方式直接決定了使用何種方法進行狀態(tài)恢復。

基于ROB和使用擴展的ARF進行重命名在本質(zhì)上一樣，因此這里主要總結(jié)兩種分支預測失敗時進行狀態(tài)恢復的方法。

3.1.1 基于ROB進行重命名的架構(gòu)中進行狀態(tài)恢復

使用ARF對重命名階段使用的RAT進行恢復

只有一條指令從ROB退休時，發(fā)現(xiàn)自身時最新的映射關(guān)系，才能夠?qū)AT中對應的內(nèi)容改為ARF狀態(tài)。

流水線抽干 drain out. 分支指令之前的所有指令退休，抹掉流水線的錯誤指令，然后將RAT中的所有內(nèi)容都標記為ARF狀態(tài)。但是分支指令前有l(wèi)oad指令D-cache misss時，miss-prediction penalty變大。

3.1.2 在基于同一的PRF進行重命名的架構(gòu)中進行狀態(tài)修復

該架構(gòu)中，流水線存在兩個重命名映射表。

• 寄存器重命名階段的前端RAT：狀態(tài)是推測的，也稱作Speculative RAT.
• 提交階段的后端RAT：Architecture RAT

1. drain out 后使用后端RAT對分支預測失敗時的處理器進行狀態(tài)恢復（將后端RAT復制到前端RAT）。
這種方式分支指令前有l(wèi)oad指令D-cache misss時，miss-prediction penalty變大。跟ROB狀態(tài)恢復方法一樣，都需要等待預測失敗的分支指令退休的時候，才能進行處理器的狀態(tài)恢復。這類方法稱作Recovery at Retire.

使用后端的映射表對重命名階段使用的RAT恢復。

2. Checkpoint方法快速狀態(tài)恢復。不需要等分支指令退休，而是預測失敗時馬上狀態(tài)恢復。

在分支指令及后面的指令對RAT更改之前，將RAT的內(nèi)容保存起來。預測失敗時，使用這條分支指令編號將錯誤路徑上的指令抹掉，同時使用checkpoint資源將處理器狀態(tài)恢復，然后就可以從正確路徑上取指令執(zhí)行。

對基于SRAM的RAT. 硬件資源昂貴，無法支持個數(shù)很多的checkpoint。因此，當分支預測正確率很高時，可以對分支指令預測的正確率進行預測。

A six-transistor CMOS SRAM cell

當一條分支指令對應的飽和計數(shù)器處于飽和狀態(tài)，說明它的預測正確率比較高，對這樣的分支指令不分配checkpoint資源。對經(jīng)常預測錯誤的分支指令才進行checkpoint。

當一條分支指令沒有分配checkpoint最后又分支預測失敗時，可以采用等到這條分支指令退休時，使用Recovery at retire。這種方式較慢，因此也可以通過ROB將RAT恢復。ROB記錄RAT被修改的歷史。當一條指令重命名時，除了將這條指令當前的映射關(guān)系寫到ROB之外，還需要將這條指令對應的舊的映射關(guān)系也寫道ROB中，ROB記錄每條指令對RAT的修改，因此一條分支指令沒有分配checkpoint時，可以通過ROB將RAT恢復。

對基于CAM結(jié)構(gòu)

CMOS binary CAM Cell

6T SRAM cell plus 4 comparison transistors
BL: bit line ML: match line SL: search line

進行checkpoint只需要對RAT中的狀態(tài)位保存。需要的硬件資源少。可以支持很多checkpoint。

缺點是電路面積和延遲很大，表格容量正比于物理寄存器個數(shù)，PR很多RAT電路面積就很大；而且CAM尋址延遲很大。

3.2 異常處理

精確異常：處理器知道哪條指令發(fā)生異常，并且這條發(fā)生異常的指令之后所有指令都不允許改變處理器的狀態(tài)，好像這些指令從來沒有發(fā)生過一樣。對異常處理完后可以精確返回，可以返回發(fā)生異常的指令本身（TLB miss），也可以返回到它的下一條指令開始執(zhí)行（syscall）。

1. recovery at retire 式處理

此時要完成的任務和recovery at retire情形一樣。處理器狀態(tài)恢復后，可以跳轉(zhuǎn)到對應的異常處理程序的入口地址，取新的指令執(zhí)行。

這種方法好處是，假如異常處于分支預測失敗的路徑上，其實異常是無效的，因此會被抹掉不被處理。

2. WALK方法

從tail pointer開始將對應的舊的映射關(guān)系寫到重命名映射表中。

---

使用統(tǒng)一的PRF進行寄存器重命名方式中，還需要恢復與RAT相關(guān)的兩個表格。即：

• Free Register Pool：存儲哪些物理寄存器是空閑狀態(tài)。
  需要恢復讀指針。每當ROB中讀取一條存在目的寄存器的指令對RAT進行恢復時，就將Free Register Pool的讀指針也變化一格。
• Busy Table：存儲每個物理寄存器的值是否已經(jīng)被計算出來。
  指令將結(jié)果寫到PRF時，將Busy Table對應狀態(tài)進行修改。在從ROB中讀取指令進行狀態(tài)恢復時，每讀取一條指令，就將這條指令的目的寄存器在Busy Table中對應的內(nèi)容置為無效。這樣即使這條指令將結(jié)果已經(jīng)寫到PRF中，也可以將其變?yōu)闊o效，后續(xù)指令不會使用錯誤的值。

---

對于異常發(fā)生時的處理器來說，如果采用ROB進行重命名的架構(gòu)，使用recovery at retire 方法是合適的；而對于采用統(tǒng)一的PRF進行重命名的架構(gòu)，使用WALK方法更好（recovery at retired方法對兩個表格的狀態(tài)恢復沒那么直接）

3.3 中斷的處理

中斷是異步的，有兩種方式對中斷進行處理。

馬上處理。流水線所有指令抹掉（用3.2介紹的方法恢復處理器狀態(tài)），并將流水線中最舊的指令PC及一些狀態(tài)寄存器保存。然后跳轉(zhuǎn)到對應的中斷處理程序（interrupt handler）中。返回時，使用中斷發(fā)生時所保存的PC值重新取指。

延遲處理。等到流水線所有指令退休才對中斷處理。

3.4 Store指令處理

一條store指令在緩存中有三個狀態(tài)，即沒有執(zhí)行完畢（un-complete）、已經(jīng)執(zhí)行完畢（complete）和順利離開流水線（retire）。處于retire狀態(tài)的內(nèi)容也成為處理器狀態(tài)（architecture state）的一部分。

只有真正完成D-Cache操作的store指令才可以離開store buffer，會造成它實際可用容量降低，因此也可以將退休的store指令存儲在write back buffer。

load指令需要在store buffer和write back buffer這兩個緩存中都進行查找。

非阻塞結(jié)構(gòu)的D-cache?

3.5 指令離開流水線的限制

因為不值得為不經(jīng)常出現(xiàn)的情況而浪費硬件資源（比如一個周期需要四條branch\load\store退休，需要很多寫端口；釋放資源等），所以需要在提交階段對分支指令、store指令和load指令的個數(shù)都進行限制。
每周期也只能處理一條指令的異常。

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的【提交】commit的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

如果覺得生活随笔網(wǎng)站內(nèi)容還不錯，歡迎將生活随笔推薦給好友。