Цилькер Б.Я., Орлов С.А. Организация ЭВМ и систем
.pdf
418 Глава 9. Основные направления в архитектуре процессоров
Конфликты в конвейере команд
Полученное в примере число 14 характеризует лишь потенциальную производи тельность конвейера команд. На практике в силу возникающих в конвейере конф ликтных ситуаций достичь такой производительности не удается. Конфликтные ситуации в конвейере принято обозначать термином риск (hazard), а обусловлены они могут быть тремя причинами:
-попыткой нескольких команд одновременно обратиться к одному и тому же ресурсу ВМ (структурный риск);
-взаимосвязью команд по данным (риск по данным);
-неоднозначностью при выборке следующей команды в случае команд перехода (риск по управлению).
Структурный риск (конфликт по ресурсам) имеет место, когда несколько ко манд, находящихся на разных ступенях конвейера, пытаются одновременно ис пользовать один и тот же ресурс, чаще всего — память. Так, в типовом цикле ко манды сразу три этапа (В К, 80 и ЗР) связаны с обращением к памяти. Диаграмма (см. рис. 9.3) показывает, что все три обращения могут производиться одновре менно, однако на практике это не всегда возможно. Подобных конфликтов частич но удается избежать за счет модульного Построения памяти и использования кэш памяти - имеется вероятность того, что команды будут обращаться либо к разным модулям ОП, либо одна из них станет обращаться к основной памяти, а другая - к кэш-памяти. С этих позиций выгоднее разделять кэш-память команд и кэш-па мять данных. Конфликты из-за одновременного обращения к памяти могут и не возникать, поскольку для многих команд ступени выборки операнда и записи ре зультата часто не требуются. В целом, влияние структурного риска на производи тельность конвейера по сравнению с другими видами рисков сравнительно неве лико.
Риск по данным, в противоположность структурному риску — типичная и регуданным положим, что две команды в конвейере (i и j) предусматривают обраще ние к одной и той же переменной х, причем команда i предшествует команде). В общем случае между i и j ожидаемы три типа конфликтов по данным (рис. 9.4):
-Чтение после записи» (ЧПЗ): команда j читает х до того, как команда i успела записать новое значение х, то есть j ошибочно получит старое значение х вмес то нового. '
-«Запись после чтения» (ЗПЧ): команда; j записывает новое значение х до того, как команда i успела прочитать x:, то есть команда i ошибочно получит новое значение х вместо старого.
-«Запись после записи» (ЗПЗ): команда j записывает новое значение х прежде, чем команда i успела записать в качестве х свое значение, то есть х ошибочно содержит i-e значение х вместо j- го.
Возможен и четвертый случай, когда команда j читает x прежде команды i. Этот случай не вызывает никаких конфликтов, поскольку как i, так j получат верное значение х.
4 2 2 Глава 9. Основные направления в архитектуре процессоров
перехода. Как видно, они либо существенно больше, чем для прочих команд перехода (если переход происходит), либо отсутствуют вовсе (если переход не происходит).
Для сокращений задержек, обусловленных выборкой команды из точки пере хода, применяются несколько подходов:
»вычисление исполнительного адреса перехода на ступени декодирования ко манды;
-использование буфера адресов перехода;
-использование кэш-памяти для хранения команд, расположенных в точке пе-
. рехода;
-использование буфера цикла.
Врезультате декодирования команды выясняется не только ее принадлежность к командам перехода, но также способ адресации и адресный код точки перехода. Это позволяет сразу же приступить к вычислению исполнительного адреса пере хода, не дожидаясь передачи команды на третью ступень конвейера, и тем самым сократить время остановки конвейера с двух тактов до одного. Для реализации этой идеи в состав ступени декодирования вводятся дополнительные сумматоры,
спомощью которых и вычисляется исполнительный адрес точки перехода. Буфер адресов перехода (ВТВ, Branch Target Buffer) представляет собой кэш
память небольшой емкости, в которой хранятся исполнительные адреса точек пе рехода нескольких последних команд, для которых переход имел место. В роли тегов выступают адреса соответствующих команд. Перед выборкой очередной ко манды ее адрес (содержимое счетчика команд) сравнивается с адресами команд, представленных в ВТВ. Для команды, найденной в буфере адресов перехода, ис полнительный адрес точки перехода не вычисляется, а берется из ВТВ, благодаря чему выборка команды из точки перехода может быть начата на один такт раньше. Команда, ссылка на которую в ВТВ отсутствует, обрабатывается стандартным образом. Если это команда перехода, то полученный при ее выполнении исполни тельный адрес точки перехода заносится в ВТВ, при условии, что команда завер шилась переходом. При замещении информации в ВТВ обычно применяется ал горитм LRU.
Применение ВТВ дает наибольший эффект, когда отдельные команды перехо да в программе выполняются многократно, что типично для циклов. Обычно ВТВ используется не самостоятельно, а в составе других, более сложных схем компен сации конфликтов по управлению.
Кэш-память команд, расположенных в точке перехода (BTIC, Branch Target Instruction Cache), - это усовершенствованный вариант ВТВ, где в кэш-память помимо исполнительного адреса команды в точке перехода записывается также и код этой команды. За счет увеличения емкости кэш-памяти BTIC позволяет при повторном выполнении команды перехода исключить не только этап вычисления исполнительного адреса точки перехода, но и этап выборки расположенной там команды. Преимущества данного подхода в наибольшей степени проявляются при многократном исполнении одних и тех же команд перехода, главным образом при реализации программных циклов.
Конвейеризация вычислений 4 2 3
Буфер цикла представляет собой маленькую быстродействующую память, вхо дящую в состав первой ступени конвейера, где производится выборка команд. В буфере сохраняются коды « последних команд в той последовательности, в ко торой они выбирались. Когда имеет место переход, аппаратура сначала проверяет, нет ли нужной команды в буфере, и если это так, то команда извлекается из буфера. Стратегия наиболее эффективна при реализации циклов и итераций, чем и объяс няется название буфера Если буфер достаточно велик, чтобы охватить все тело цикла, выборку команд из памяти достаточно выполнить только один раз в первой итерации, поскольку необходимые для последующих итераций команды уже на ходятся в буфере.
По принципу использования буфер цикла похож на BTIC, с той разницей, что в нем сохраняется последовательность выполнения команд, а сам буфер меньше по емкости и дешевле.
Среди ВМ, где реализован буфер цикла, можно упомянуть некоторые вычис лительные машины фирмы CDC (Star 100,6600,7600) и суперЭВМ CRAY-1. Спе циализированная версия буфера цикла имеется и в микропроцессоре Motoro la 68010, где он используется для особых циклов, включающих в себя команду «Уменьшение и переход по условию».
Методы решения проблемы условного перехода
Несмотря на важность аспекта вычисления исполнительного адреса точки пере хода, основные усилия проектировщиков ВМ направлены на решение проблемы условных переходов, поскольку именно последние приводят к наибольшим издерж кам в работе конвейера. Для устранения или частичного сокращения этих издер жек были предложены различные способы, которые условно можно разделить на четыре группы:
-буферы предвыборки;
-множественные потоки;
-задержанный переход;
-предсказание перехода
Равномерность поступления команд на вход конвейера часто нарушается, на пример из-за занятости памяти или при выборке команд, состоящих из несколь ких слов. Чтобы добиться ритмичности подачи команд на вход конвейера, между ступенью выборки команды и остальной частью конвейера часто размещают бу ферную память, организованную по принципу очереди (FIFO) и называемую бу фером предвыборки. Буфер предвыборки можно рассматривать как несколько до полнительных ступеней конвейера. Подобное удлинение конвейера не сказывается на его производительности (при заданной тактовой частоте); оно лишь приводит к увеличению времени прохождения команды через конвейер. Типичные буферы предвыборки в известных процессорах рассчитаны на 2-8 команд.
Чтобы одновременно с обеспечением ритмичной работы конвейера решить и проблему условных переходов, в конвейер включают два таких буфера (рис. 9.6).
Каждая извлеченная из памяти и помещенная в основной буфер команда ана лизируется блоком перехода При обнаружении команды условного перехода (УП)
Конвейеризация вычислений 42 5
где итог проверки условия перехода становится очевидным. Дальнейшее продви жение по конвейеру продолжает только «правильный» поток. Основной недоста ток метода состоит в том, что на конвейер или в поток может поступить новая ко манда У П до того, как будет принято окончательное решение по текущей команде перехода. Каждая такая команда требует дополнительного потока. Несмотря на это, стратегия позволяет улучшить производительность конвейера. При мерами ВМ, где используются два или более конвейерных потоков, служат I B M 370/168 и IBM 3033.
Стратегия задержанного перехода предполагает продолжение выполнения ко манд, следующих за командой УП, вне зависимости от ее исхода. Естественно, что это имеет смысл, лишь когда последующие команды являются «полезными», то есть такими, которые все равно должны быть когда-то выполнены, независимо от того, происходит переход или нет, и если команда перехода никак не влияет на результат их выполнения.
Для реализации этой идеи на этапе компиляции программы после каждой ко манды перехода вставляется команда «Нет операции». Затем на стадии оптимиза ции программы производятся попытки «перемешать» команды таким образом, чтобы по возможности большее количество команд «Нет операции»- заменить «по лезными» командами программы. Разумеется, замещать команду «Нет операции» можно лишь на такую, которая не влияет на условие выполняемого перехода, ина че полученная последовательность команд не будет функционально эквивалент ной исходной. В оптимизированной программе удается заменить более 20% ко манд «Нет операции» [120].
Предсказание переходов
Предсказание переходов на сегодняшний день рассматривается как один из наибо лее эффективных способов борьбы с конфликтами по управлению. Идея заключа ется в том, что еще до момента выполнения команды условного перехода или сразу же после ее поступления на конвейер делается предположение о наиболее вероят ном исходе такой команды (переход произойдет или не произойдет). Последую щие команды подаются на конвейер в соответствии с предсказанием. Для иллюст рации вернемся к примеру (см. рис. 9.5), где команда 3 является командой УП. Пусть для команды 3 предсказано, что переход не произойдет. Тогда вслед за ко мандой 3 на конвейер будут поданы команды 4-6 и т. д. Если предсказан переход, то после команды 3 на конвейер подаются команды 15-17,... При ошибочном пред сказании конвейер необходимо вернуть к состоянию, с которого началась выборка «ненужных» команд (очистить начальные ступени конвейера), и приступить к заг рузке, начиная с «правильной» точки, что по эффекту эквивалентно приостановке конвейера Цена ошибки может оказаться достаточно высокой, но при правиль ных предсказаниях крупен и выигрыш — конвейер функционирует ритмично без остановок и задержек, причем выигрыш тем больше, чем выше точность предска зания. Термин «точность предсказаниям »в дальнейшем будем трактовать как про центное отношение числа правильных предсказаний к их общему количеству. В работе [70] дается следующая оценка: чтобы снижение производительности кон вейера из-за его остановок по причине конфликтов по управлению не превысило 10%, точность предсказания переходов должна быть выше 97,7%.