Конвейерная суперскалярная обработка

Методы минимизации приостановок работы конвейера из-за наличия в программах логических зависимостей по данным и по управлению, рассмотренные выше, были нацелены на достижение идеального CPI (среднего количества тактов на выполнение команды в конвейере), равного 1. Чтобы еще больше повысить производительность процессора необходимо сделать CPI меньшим, чем 1. Однако этого нельзя добиться, если в одном такте выдается на выполнение только одна команда. Следовательно необходима параллельная выдача нескольких команд в каждом такте. Существуют два типа подобного рода машин: суперскалярные машины и VLIW-машины (машины с очень длинным командным словом). Суперскалярные машины могут выдавать на выполнение в каждом такте переменное число команд, и работа их конвейеров может планироваться как статически с помощью компилятора, так и с помощью аппаратных средств динамической оптимизации. В отличие от суперскалярных машин, VLIW-машины выдают на выполнение фиксированное количество команд, которые сформатированы либо как одна большая команда, либо как пакет команд фиксированного формата. Планирование работы VLIW-машины всегда осуществляется компилятором Подробнее этот вид машин рассмотрен далее в 10 разделе.

Суперскалярные машины используют параллелизм на уровне команд путем посылки нескольких команд из обычного потока команд в несколько функциональных устройств. Дополнительно, чтобы снять ограничения последовательного выполнения команд, эти машины используют механизмы внеочередной выдачи и внеочередного завершения команд, прогнозирование переходов, кэши целевых адресов переходов и условное (по предположению) выполнение команд. Возросшая сложность, реализуемая этими механизмами, создает также проблемы реализации точного прерывания.

В типичной суперскалярной машине аппаратура может осуществлять выдачу от одной до восьми команд в одном такте. Обычно эти команды должны быть независимыми и удовлетворять некоторым ограничениям, например таким, что в каждом такте не может выдаваться более одной команды обращения к памяти. Если какая-либо команда в потоке команд является логически зависимой или не удовлетворяет критериям выдачи, на выполнение будут выданы только команды, предшествующие данной. Поэтому скорость выдачи команд в суперскалярных машинах является переменной. Это отличает их от VLIW-машин, в которых полную ответственность за формирование пакета команд, которые могут выдаваться одновременно, несет компилятор, а аппаратура в динамике не принимает никаких решений относительно выдачи нескольких команд.

Предположим, что машина может выдавать на выполнение две команды в одном такте. Одной из таких команд может быть команда загрузки регистров из памяти, записи регистров в память, команда переходов, операции целочисленного АЛУ, а другой может быть любая операция плавающей точки. Параллельная выдача целочисленной операции и операции с плавающей точкой намного проще, чем выдача двух произвольных команд. В реальных системах (например, в микропроцессорах PA7100, hyperSPARC, Pentium и др.) применяется именно такой подход. В более мощных микропроцессорах (например, MIPS R10000, UltraSPARC, PowerPC 620 и др.) реализована выдача до четырех команд в одном такте.

Выдача двух команд в каждом такте требует одновременной выборки и декодирования по крайней мере 64 бит. Чтобы упростить декодирование можно потребовать, чтобы команды располагались в памяти парами и были выровнены по 64-битовым границам. В противном случае необходимо анализировать команды в процессе выборки и, возможно, менять их местами в момент пересылки в целочисленное устройство и в устройство ПТ. При этом возникают дополнительные требования к схемам обнаружения конфликтов. В любом случае вторая команда может выдаваться, только если может быть выдана на выполнение первая команда. Аппаратура принимает такие решения в динамике, обеспечивая выдачу только первой команды, если условия для одновременной выдачи двух команд не соблюдаются. В таблице 19 представлена диаграмма работы подобного конвейера в идеальном случае, когда в каждом такте на выполнение выдается пара команд.

 

Таблица 19 – Основные задержки между командами

Тип команды	Ступень конвейера
Целочисленная команда	IF	ID	EX	MEM	WB
Команда ПТ	IF	ID	EX	MEM	WB
Целочисленная команда		IF	ID	EX	MEM	WB
КомандаПТ		IF	ID	EX	MEM	WB
Целочисленная команда			IF	ID	EX	MEM	WB
Команда ПТ			IF	ID	EX	MEM	WB
Целочисленная команда				IF	ID	EX	MEM	WB
Команда ПТ				IF	ID	EX	MEM	WB

 

Такой конвейер позволяет существенно увеличить скорость выдачи команд. Однако чтобы он смог так работать, необходимо иметь либо полностью конвейеризованные устройства плавающей точки, либо соответствующее число независимых функциональных устройств. В противном случае устройство плавающей точки станет узким горлом и эффект, достигнутый за счет выдачи в каждом такте пары команд, сведется к минимуму.

При параллельной выдаче двух операций (одной целочисленной команды и одной команды ПТ) потребность в дополнительной аппаратуре, помимо обычной логики обнаружения конфликтов, минимальна: целочисленные операции и операции ПТ используют разные наборы регистров и разные функциональные устройства. Более того, усиление ограничений на выдачу команд, которые можно рассматривать как специфические структурные конфликты (поскольку выдаваться на выполнение могут только определенные пары команд), обнаружение которых требует только анализа кодов операций. Единственная сложность возникает, только если команды представляют собой команды загрузки, записи и пересылки чисел с плавающей точкой. Эти команды создают конфликты по портам регистров ПТ, а также могут приводить к новым конфликтам типа RAW, когда операция ПТ, которая могла бы быть выдана в том же такте, является зависимой от первой команды в паре.

Проблема регистровых портов может быть решена, например, путем реализации отдельной выдачи команд загрузки, записи и пересылки с ПТ. В случае составления ими пары с обычной операцией ПТ ситуацию можно рассматривать как структурный конфликт. Такую схему легко реализовать, но она будет иметь существенное воздействие на общую производительность. Конфликт подобного типа может быть устранен посредством реализации в регистровом файле двух дополнительных портов (для выборки и записи).

Если пара команд состоит из одной команды загрузки с ПТ и одной операции с ПТ, которая от нее зависит, необходимо обнаруживать подобный конфликт и блокировать выдачу операции с ПТ. За исключением этого случая, все другие конфликты естественно могут возникать, как и в обычной машине, обеспечивающей выдачу одной команды в каждом такте. Для предотвращения ненужных приостановок могут, правда потребоваться дополнительные цепи обхода.

Другой проблемой, которая может ограничить эффективность суперскалярной обработки, является задержка загрузки данных из памяти. В нашем примере простого конвейера команды загрузки имели задержку в один такт, что не позволяло следующей команде воспользоваться результатом команды загрузки без приостановки. В суперскалярном конвейере результат команды загрузки не может быть использован в том же самом и в следующем такте. Это означает, что следующие три команды не могут использовать результат команды загрузки без приостановки. Задержка перехода также становится длиною в три команды, поскольку команда перехода должна быть первой в паре команд. Чтобы эффективно использовать параллелизм, доступный на суперскалярной машине, нужны более сложные методы планирования потока команд, используемые компилятором или аппаратными средствами, а также более сложные схемы декодирования команд.

Рассмотрим, например, что дает разворачивание циклов и планирование потока команд для суперскалярного конвейера. Ниже представлен цикл, который мы уже разворачивали и планировали его выполнение на простом конвейере.

Loop: LD F0,0(R1);F0=элемент вектора

ADDD F4,F0,F2;добавление скалярной величины из F2

SD 0(R1),F4;запись результата

SUBI R1,R1,#8;декрементирование указателя

;8 байт на двойное слово

BNEZ R1,Loop;переход R1!=нулю

Чтобы спланировать этот цикл для работы без задержек, необходимо его развернуть и сделать пять копий тела цикла. После такого разворачивания цикл будет содержать по пять команд LD, ADDD, и SD, а также одну команду SUBI и один условный переход BNEZ. Развернутая и оптимизированная программа этого цикла дана ниже в таблице 20:

 

Таблица 20 – Развернутая и оптимизированная программа цикла

Целочисленная команда	Команда ПТ	Номер такта
Loop: LD F0,0(R1) LD F8,-8(R1) LD F10,-16(R1) LD F14,-24(R1) LD F18,-32(R1) SD 0(R1),F4 SD -8(R1),F8 SD -16(R1),F12 SD -24(R1),F16 SUBI R1,R1,#40 BNEZ R1,Loop SD -32(R1),F20	ADDD F4,F0,F2 ADDD F8,F6,F2 ADDD F12,F10,F2 ADDD F16,F14,F2 ADDD F20,F18,F2	1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12

Этот развернутый суперскалярный цикл теперь работает со скоростью 12 тактов на итерацию, или 2.4 такта на один элемент (по сравнению с 3.5 тактами для оптимизированного развернутого цикла на обычном конвейере. В этом примере производительность суперскалярного конвейера ограничена существующим соотношением целочисленных операций и операций ПТ, но команд ПТ не достаточно для поддержания полной загрузки конвейера ПТ. Первоначальный оптимизированный неразвернутый цикл выполнялся со скоростью 6 тактов на итерацию, вычисляющую один элемент. Мы получили таким образом ускорение в 2.5 раза, больше половины которого произошло за счет разворачивания цикла. Чистое ускорение за счет суперскалярной обработки дало улучшение примерно в 1.5 раза.

В лучшем случае такой суперскалярный конвейер позволит выбирать две команды и выдавать их на выполнение, если первая из них является целочисленной, а вторая - с плавающей точкой. Если это условие не соблюдается, что легко проверить, то команды выдаются последовательно. Это показывает два главных преимущества суперскалярной машины по сравнению с WLIW-машиной. Во-первых, малое воздействие на плотность кода, поскольку машина сама определяет, может ли быть выдана следующая команда, и нам не надо следить за тем, чтобы команды соответствовали возможностям выдачи. Во-вторых, на таких машинах могут работать неоптимизированные программы, или программы, откомпилированные в расчете на более старую реализацию. Конечно такие программы не могут работать очень хорошо. Один из способов улучшить ситуацию заключается в использовании аппаратных средств динамической оптимизации.

В общем случае в суперскалярной системе команды могут выполняться параллельно и возможно не в порядке, предписанном программой. Если не предпринимать никаких мер, такое неупорядоченное выполнение команд и наличие множества функциональных устройств с разными временами выполнения операций могут приводить к дополнительным трудностям. Например, при выполнении некоторой длинной команды с плавающей точкой (команды деления или вычисления квадратного корня) может возникнуть исключительная ситуация уже после того, как завершилось выполнение более быстрой операции, выданной после этой длинной команды. Для того, чтобы поддерживать модель точных прерываний, аппаратура должна гарантировать корректное состояние процессора при прерывании для организации последующего возврата.

Обычно в машинах с неупорядоченным выполнением команд предусматриваются дополнительные буферные схемы, гарантирующие завершение выполнения команд в строгом порядке, предписанном программой. Такие схемы представляют собой некоторый буфер "истории", т.е. аппаратную очередь, в которую при выдаче попадают команды и текущие значения регистров результата этих команд в заданном программой порядке.

В момент выдачи команды на выполнение она помещается в конец этой очереди, организованной в виде буфера FIFO (первый вошел - первый вышел). Единственный способ для команды достичь головы этой очереди - завершение выполнения всех предшествующих ей операций. При неупорядоченном выполнении некоторая команда может завершить свое выполнение, но все еще будет находиться в середине очереди. Команда покидает очередь, когда она достигает головы очереди и ее выполнение завершается в соответствующем функциональном устройстве. Если команда находится в голове очереди, но ее выполнение в функциональном устройстве не закончено, она очередь не покидает. Такой механизм может поддерживать модель точных прерываний, поскольку вся необходимая информация хранится в буфере и позволяет скорректировать состояние процессора в любой момент времени.

Этот же буфер "истории" позволяет реализовать и условное (speculative) выполнение команд (выполнение по предположению), следующих за командами условного перехода. Это особенно важно для повышения производительности суперскалярных архитектур. Статистика показывает, что на каждые шесть обычных команд в программах приходится в среднем одна команда перехода. Если задерживать выполнение следующих за командой перехода команд, потери на конвейеризацию могут оказаться просто неприемлемыми. Например, при выдаче четырех команд в одном такте в среднем в каждом втором такте выполняется команда перехода. Механизм условного выполнения команд, следующих за командой перехода, позволяет решить эту проблему. Это условное выполнение обычно связано с последовательным выполнением команд из заранее предсказанной ветви команды перехода. Устройство управления выдает команду условного перехода, прогнозирует направление перехода и продолжает выдавать команды из этой предсказанной ветви программы.

Если прогноз оказался верным, выдача команд так и будет продолжаться без приостановок. Однако если прогноз был ошибочным, устройство управления приостанавливает выполнение условно выданных команд и, если необходимо, использует информацию из буфера истории для ликвидации всех последствий выполнения условно выданных команд. Затем начинается выборка команд из правильной ветви программы. Таким образом, аппаратура, подобная буферу, истории позволяет не только решить проблемы с реализацией точного прерывания, но и обеспечивает увеличение производительности суперскалярных архитектур.

 

7. Зависимости. Классификация зависимостей и их применение. Устранение зависимостей по данным и механизмы динамического планирования.