Архитектура машин с длинным командным словом (VLIW). Средства поддержки большой степени распараллеливания.

 

VLIW: старая архитектура нового поколения

Архитектура сверхдлинного командного слова (VLIW — Very Long Instruction Word) берет свое начало от параллельного микрокода, применявшегося еще на заре вычислительной техники, и от суперкомпьютеров Control Data CDC6600 и IBM 360/91. В 1970 году многие вычислительные системы оснащались дополнительными векторными сигнальными процессорами, использующими VLIW-подобные длинные инструкции, прошитые в ПЗУ. Эти процессоры применялись для выполнения быстрого преобразования Фурье и других вычислительных алгоритмов. Первыми настоящими VLIW-компьютерами стали мини-суперкомпьютеры, выпущенные в начале 1980 года компаниями MultiFlow, Culler и Cydrome, но они не имели коммерческого успеха. Планировщик вычислений и программная конвейризация были предложены Фишером и Рау (Cydrome). Сегодня это является основой технологии VLIW-компилятора.

Первый VLIW-компьютер компании MultiFlow 7/300 использовал два арифметико-логических устройства для целых чисел, два АЛУ для чисел с плавающей точкой и блок логического ветвления — все это было собрано на нескольких микросхемах. Его 256bit командное слово содержало восемь 32bit кодов операций. Модули для обработки целых чисел могли выполнять две операции за один такт длиной 130ns (т.е. всего четыре при двух АЛУ), что при обработке целых чисел обеспечивало быстродействие около 30 MIPS. Можно было также комбинировать аппаратные решения так, чтобы получать из или 256bit, или 1024bit вычислительные машины. Первый VLIW-компьютер Cydrome Cydra-5 использовал 256bit инструкцию и специальный режим, обеспечивающий выполнение команд как последовательности из шести 40bit операций, поэтому его компиляторы могли генерировать смесь параллельного кода и обычного последовательного. Существует мнение, что в то время, как эти VLIW-ВМ использовали несколько микросхем, процессор Intel i860 стал первым VLIW-процессором на одной микросхеме. Однако, i860 можно отнести к VLIW достаточно условно — по сути у него есть всего лишь программно-управляемое спаривание инструкций, в отличие от более позднего программно-неуправляемого, ставшего частью суперскалярных процессоров. В качестве исторической справки также хотелось бы упомянуть компьютеры фирмы FPS (AP-120B, AP-190L и все более поздние под маркой FPS), также основанные на VLIW-архитектуре, которые были в свое время достаточно распространенными и успешными на рынке. Кроме этого, существовали такие «канонические» машины, как М10 и М13 Карцева, а также «Эльбрус-3» — при всем «неуспехе» последнего проекта, он все же явился этапом VLIW. Вообще, быстродействие VLIW-процессора в большей степени зависит от компилятора, нежели от аппаратуры, поскольку здесь эффект от оптимизации последовательности операций превышает результат, возникающий от повышения частоты.

Архитектура машин с очень длинным командным словом позволяет сократить объем оборудования, требуемого для реализации параллельной выдачи нескольких команд, и потенциально чем большее количество команд выдается параллельно, тем больше эта экономия. Например, суперскалярная машина, обеспечивающая параллельную выдачу двух команд, требует параллельного анализа двух кодов операций, шести полей номеров регистров, а также того, чтобы динамически анализировалась возможность выдачи одной или двух команд и выполнялось распределение этих команд по функциональным устройствам. Хотя требования по объему аппаратуры для параллельной выдачи двух команд остаются достаточно умеренными, и можно даже увеличить степень распараллеливания до четырех (что применяется в современных микропроцессорах), дальнейшее увеличение количества выдаваемых параллельно для выполнения команд приводит к нарастанию сложности реализации из-за необходимости определения порядка следования команд и существующих между ними зависимостей.

Архитектура VLIW базируется на множестве независимых функциональных устройств. Вместо того, чтобы пытаться параллельно выдавать в эти устройства независимые команды, в таких машинах несколько операций упаковываются в одну очень длинную команду. При этом ответственность за выбор параллельно выдаваемых для выполнения операций полностью ложится на компилятор, а аппаратные средства, необходимые для реализации суперскалярной обработки, просто отсутствуют.

VLIW-команда может включать, например, две целочисленные операции, две операции с плавающей точкой, две операции обращения к памяти и операцию перехода. Такая команда будет иметь набор полей для каждого функционального устройства, возможно от 16 до 24 бит на устройство, что приводит к команде длиною от 112 до 168 бит.

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. В таблице 21 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).

 

Таблица 23 – Оптимизированная работа цикла на VLIW-машине

Обращение к памяти 1	Обращение к памяти 2	Операция ПТ 1	Операция ПТ 2	Целочисленная операция/ переход
LD F0,0(R1) LD F10,-16(R1) LD F18,-32(R1) LD F26,-48(R1) SD 0(R1),F4 SD -16(R1),F12 SD -32(R1),F20 SD 0(R1),F28	LD F6,-8(R1) LD F14,-24(R1) LD F22,-40(R1) SD -8(R1),F8 SD -24(R1),F16 SD -40(R1),F24	ADDD F4,F0,F2 ADDD F12,F10,F2 ADDD F20,F18,F2 ADDD F28,F26,F2	ADDD F8,F6,F2 ADDD F16,F14,F2 ADDD F24,F22,F2	SUBI R1,R1,#48 BNEZ R1,Loop

 

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.

Относительно недавно мы были свидетелями «противостояния» CISC против RISC, а теперь уже намечается новое «сражение» — VLIW против RISC. Строго говоря, VLIW и суперскалярный RISC — никак не антагонисты, ни в коей мере. Справедливости ради необходимо отметить, что последние — это вовсе не «внешнеархитектурное» свойство, а просто некий способ исполнения. Возможно, что в дальнейшем появятся суперскалярные VLIW-процессоры, которые тем самым приобретут, если так можно выразиться, «параллелизм в квадрате» — объединение явного статического параллелизма с неявным динамическим. Но на сегодняшнем этапе развития процессоров нет видимых способов совмещать статическое и динамическое переупорядочивание. Именно поэтому Itanium/Itanium2 сейчас следует рассматривать не столько в контексте сравнения VLIW «против» CISC (и тем более не VLIW «против» O3E), а скорее как «синхронный VLIW» vs «асинхронный (Out-Of-Order) RISC». Ну, и не стоит забывать, что альянс Intel-HP придумали для своей архитектуры отдельное название — EPIC, т.е. явный параллелизм.

Несмотря на то, что архитектура VLIW появилась еще на заре компьютерной индустрии (Тьюринг разработал VLIW-компьютер еще в 1946 году), она до сих пор не имела коммерческого успеха. Теперь Intel воплотила некоторые идеи VLIW в линейке процессоров Itanium. Но значительного повышения производительности и скорости вычислений в системах на базе этих процессоров по отношению к существующим классическим «RISC-inside CISC-outside» архитектурам можно добиться лишь путем переноса интеллектуальных функций из аппаратного обеспечения в программное (компилятор). Таким образом, успех Itanium/Itanium2 определяется в основном программными средствами — именно в этом и состоит проблема. Причем довольно сдержанное отношение индустрии к сравнительно давно существующему Itanium только подтвердило факт ее наличия.

Аппаратно-программный комплекс VLIW

Архитектура VLIW представляет собой одну из реализаций концепции внутреннего параллелизма в микропроцессорах. Их быстродействие можно повысить двумя способами: увеличив либо тактовую частоту, либо количество операций, выполняемых за один такт. В первом случае требуется применение «быстрых» технологий (например, использование арсенида галлия вместо кремния) и таких архитектурных решений, как глубинная конвейеризация (конвейеризация в пределах одного такта, когда в каждый момент времени задействованы все логические блоки кристалла, а не отдельные его части). Для увеличения количества выполняемых за один цикл операций необходимо на одном чипе разместить множество функциональных модулей обработки и обеспечить надежное параллельное исполнение машинных инструкций, что дает возможность включить в работу все модули одновременно. Надежность в таком контексте означает, что результаты вычислений будут правильными. Для примера рассмотрим два выражения, которые связаны друг с другом следующим образом: А=В+С и В=D+Е. Значение переменной А будет разным в зависимости от порядка, в котором вычисляются эти выражения (сначала А, а потом В, или наоборот), но ведь в программе подразумевается только одно определенное значение. И если теперь вычислить эти выражения параллельно, то на правильный результат можно рассчитывать лишь с определенной вероятностью, а не гарантировано.

Планирование порядка вычислений — довольно трудная задача, которую приходится решать при проектировании современного процессора. В суперскалярных архитектурах для распознавания зависимостей между машинными инструкциями применяется специальное довольно сложное аппаратное решение (например, в P6- и post-P6-архитектуре от Intel для этого используется буфер переупорядочивания инструкций — ReOrder Buffer, ROB). Однако размеры такого аппаратного планировщика при увеличении количества функциональных модулей обработки возрастают в геометрической прогрессии, что, в конце концов, может занять весь кристалл процессора. Поэтому суперскалярные проекты остановились на отметке 5-6 обрабатываемых за цикл инструкций. На самом же деле, текущие реализации VLIW тоже далеко не всегда могут похвастаться 100% заполнением пакетов — реальная загрузка около 6-7 команд в такте — примерно столько же, сколько и лидеры среди RISC-процессоров. При другом подходе можно передать все планирование программному обеспечению, как это делается в конструкциях с VLIW. «Умный» компилятор должен выискать в программе все инструкции, которые являются совершенно независимыми, собрать их вместе в очень длинные строки (длинные инструкции) и затем отправить на одновременное исполнение функциональными модулями, количество которых, как минимум, не меньше, чем количество операций в такой длинной команде. Очень длинные инструкции (VLIW) обычно имеют размер 256-1024 bit, однако, бывает и меньше. Сам же размер полей, кодирующих операции для каждого функционального модуля, в такой метаинструкции намного меньше.

Логический слой VLIW-процессора

Процессор VLIW, имеющий схему, представленную ниже, может выполнять в предельном случае восемь операций за один такт и работать при меньшей тактовой частоте намного более эффективнее существующих суперскалярных чипов. Добавочные функциональные блоки могут повысить производительность (за счет уменьшения конфликтов при распределении ресурсов), не слишком усложняя чип. Однако такое расширение ограничивается физическими возможностями: количеством портов чтения/записи, необходимых для обеспечения одновременного доступа функциональных блоков к файлу регистров, и взаимосвязей, число которых геометрически растет при увеличении количества функциональных блоков. К тому же компилятор должен распараллелить программу до необходимого уровня, чтобы обеспечить загрузку каждому блоку — это, думается, самый главный момент, ограничивающий применимость данной архитектуры.

Эта гипотетическая инструкция имеет восемь операционных полей, каждое из которых выполняет традиционную трехоперандную RISC-подобную инструкцию типа <регистр приемника> = <регистр источника 1> - <операция> - <регистр источника 2> (типа классической команды MOV AX BX) и может непосредственно управлять специфическим функциональным блоком при минимальном декодировании.

Для большей конкретности рассмотрим кратко IA-64 как один из примеров воплощения VLIW. Со временем эта архитектура способна вытеснить x86 (IA-32) не только на рынке, но вообще как класс, хотя это уже удел далекого будущего. Тем не менее, необходимость разработки для IA-64 весьма сложных компиляторов и трудности с созданием оптимизированных машинных кодов может вызвать дефицит специалистов, работающих на ассемблере IA-64, особенно на начальных этапах, как самых сложных.

Наиболее кардинальным нововведением IA-64 по сравнению с RISC является явный параллелизм команд (EPIC), вносящий некоторые элементы, напоминающие архитектуру сверхдлинного командного слова, которые назвали связками (bundle). Так, в обеих архитектурах явный параллелизм представлен уже на уровне команд, управляющих одновременной работой функциональных исполнительных устройств (или функциональных модулей, или просто функциональных устройств, ФУ).

В данном случае связка имеет длину 128bit и включает в себя 3 поля для команд длиной 41bit каждое, и 5-разрядный слот шаблона. Предполагается, что команды связки могут выполняться параллельно разными ФУ. Возможные взаимозависимости, препятствующие параллельному выполнению команд одной связки, отражаются в поле шаблона. Не утверждается, впрочем, что параллельно не могут выполняться и команды разных связок. Хотя, на основании заявленного уровня параллельности исполнения, достигающего шести команд за такт, логично предположить, что одновременно могут выполняться как минимум две связки.

Шаблон указывает какого непосредственно типа команды находятся в слотах связки. В общем случае однотипные команды могут выполняться в более чем одном типе функциональных устройств. Шаблоном задаются так называемые остановки, определяющие слот, после начала выполнения команд которого инструкции последующих полей должны ждать завершения. Порядок слотов в связке (более важные справа) отвечает и порядку байт (Little Endian), однако данные в памяти могут располагаться и в режиме Big Endian (более важные слева), который устанавливается специальным битом в регистре маски пользователя.

Вращение регистров является в некотором роде частным случаем переименования регистров, применяемого во многих современных суперскалярных процессорах с внеочередным спекулятивным («умозрительным») выполнением команд. В отличие от них, вращение регистров в IA-64 управляется программно. Использование этого механизма в IA-64 позволяет избежать накладных расходов, связанных с сохранением/восстановлением большого числа регистров при вызовах подпрограмм и возвратах из них, однако статические регистры при необходимости все-таки приходится сохранять и восстанавливать, явно кодируя соответствующие команды.

К слову, система команд IA-64 довольно уникальна. Cреди принципиальных особенностей следует отдельно отметить спекулятивное выполнение команд и применение предикатов — именно это подмножество и определяет исключительность IA-64. Все подобные команды можно подразделить на команды работы со стеком регистров, целочисленные команды, команды сравнения и работы с предикатами, команды доступа в память, команды перехода, мультимедийные команды, команды пересылок между регистрами, «разные» (операции над строками и подсчет числа единиц в слове) и команды работы с плавающей запятой.

Аппаратная реализация VLIW-процессора очень проста: несколько небольших функциональных модулей (сложения, умножения, ветвления и т.д.), подключенных к шине процессора, и несколько регистров и блоков кэш-памяти. VLIW-архитектура представляет интерес для полупроводниковой промышленности по двум причинам. Первая — теперь на кристалле больше места может быть отведено для блоков обработки, а не, скажем, для блока предсказания переходов. Вторая причина — VLIW-процессор может быть высокоскоростным, так как предельная скорость обработки определяется только внутренними особенностями самих функциональных модулей. Привлекает и то, что VLIW при определенных условиях может реализовать старые CISC-инструкции эффективнее RISC. Это потому, что программирование VLIW-процессора очень напоминает написание микрокода (исключительно низкоуровневый язык, позволяющий всесторонне программировать физический слой, синхронизируя работу логических вентилей с шинами обмена данными и управляя передачей информации между функциональными модулями).

В те времена, когда память для ПК была дорогостоящей, программисты экономили ее, прибегая к сложным инструкциям процессора x86 типа STOS и LODS (косвенная запись/чтение в/из памяти). CISC реализует такие инструкции, как микропрограммы, зашитые в постоянную память (ROM) и выполняемые процессором. Архитектура RISC вообще исключает использование микрокода, реализуя инструкции чисто аппаратным путем — фактически, инструкции RISC-процессора почти аналогичны микрокоду, используемому в CISC. VLIW делает по-другому — изымает процедуру генерирования микрокода из процессора (да и вообще стадии исполнения) и переносит его в компилятор, на этап создания исполняемого кода. В результате эмуляция инструкций процессора x86, таких как STOS, осуществляется очень эффективно, поскольку процессор получает для исполнения уже готовые макросы. Но вместе с тем, это порождает и некоторые трудности, поскольку написание достаточно эффективного микрокода — невероятно трудоемкий процесс. Архитектуре VLIW может обеспечить жизнеспособность только «умный» компилятор, который возьмет эту работу на себя. Именно это обстоятельство ограничивает использование вычислительных машин с архитектурой VLIW: пока они нашли свое применение в основном в векторных (для научных расчетов) и сигнальных процессорах.

Принцип действия VLIW-компилятора

Вновь вспыхнувший в последнее время интерес к VLIW как к архитектуре, которую можно использовать для реализации вычислений общего назначения, дал существенный толчок развитию техники VLIW-компиляции. Такой компилятор упаковывает группы независимых операций в очень длинные слова инструкций таким способом, чтобы обеспечить быстрый запуск и более эффективное их исполнение функциональными модулями. Компилятор сначала обнаруживает все зависимости между данными, а затем определяет, как их развязать. Чаще всего это делается путем переупорядочивания всей программы — разные ее блоки перемещаются с одного места в другое. Данный подход отличается от применяемого в суперскалярном процессоре, который для определения зависимостей использует специальное аппаратное решение прямо во время выполнения приложения (оптимизирующие компиляторы, безусловно, улучшают работу суперскалярного процессора, но не делают его «привязанным» к ним). Большинство суперскалярных процессоров может обнаружить зависимости и планировать параллельное исполнение только внутри базовых программных блоков (группа последовательных операторов программы, не содержащих внутри себя останова или логического ветвления, допустимых только в конце). Некоторые переупорядочивающие системы положили начало расширению области сканирования, не ограничивая ее базовыми блоками. Для обеспечения большего параллелизма VLIW-компьютеры должны наблюдать за операциями из разных базовых блоков, чтобы поместить эти операции в одну и ту же длинную инструкцию (их «область обзора» должна быть шире, чем у суперскалярных процессоров) — это обеспечивается путем прокладки «маршрута» по всей программе (трассировка). Трассировка — наиболее оптимальный для некоторого набора исходных данных маршрут по программе (для обеспечения правильного результата гарантируется не пересечение этих данных), т.е. маршрут, который «проходит» по участкам, пригодным для параллельного выполнения (эти участки формируются, кроме всего прочего, и путем переноса кода из других мест программы), после чего остается упаковать их в длинные инструкции и передать на выполнение. Планировщик вычислений осуществляет оптимизацию на уровне всей программы, а не ее отдельных базовых блоков. Для VLIW, так же как и для RISC, ветвления в программе являются «врагом», препятствующим эффективному ее выполнению. В то время как RISC для прогнозирования ветвлений использует аппаратное решение, VLIW оставляет это компилятору. Сам компилятор использует информацию, собранную им путем профилирования программы, хотя у будущих VLIW-процессоров предполагается небольшое аппаратное расширение, обеспечивающее сбор для компилятора статистических данных непосредственно во время выполнения программы, что принципиально важно при циклической работе с переменным набором. Компилятор прогнозирует наиболее подходящий маршрут и планирует прохождение, рассматривая его как один большой базовый блок, затем повторяет этот процесс для всех других возникших после этого программных веток, и так до самого конца программы. Он также умеет делать при анализе кода и другие «интеллектуальные шаги», такие как развертывание программного цикла и IF-преобразование, в процессе которого временно удаляются все логические переходы из секции, подвергающейся трассировке. Там, где RISC может только просмотреть код вперед на предмет ветвлений, VLIW-компилятор перемещает его с одного места в другое до обнаруженного ветвления (согласно трассировке), но предусматривает при необходимости возможность отката назад, к предыдущему программному состоянию. Формально ничего не мешает это же сделать и RISC процессору, просто соотношение «цена/эффективность» оказывается слишком высоким. Соответствующее аппаратное обеспечение, добавленное к VLIW-процессору, может оказать определенную поддержку компилятору. Например, операции, имеющие по несколько ветвлений, могут входить в одну длинную инструкцию и, следовательно, выполняться за один машинный такт. Поэтому выполнение условных операций, которые зависят от предыдущих результатов, может быть реализовано программным способом, а не аппаратным. Цена, которую приходится платить за увеличение быстродействия VLIW-процессора, намного меньше стоимости компиляции — именно поэтому основные расходы приходятся на сами компиляторы.

VLIW: обратная сторона медали

Тем не менее, при реализации архитектуры VLIW возникают и другие серьезные проблемы. VLIW-компилятор должен в деталях «знать» внутренние особенности архитектуры процессора, опускаясь до устройства самих функциональных блоков. Как следствие, при выпуске новой версии VLIW-процессора с большим количеством обрабатывающих модулей (или даже с тем же количеством, но другим быстродействием) все старое программное обеспечение может потребовать полной перекомпиляции. Производители VLIW-процессоров обрекли себя на, как минимум, не уменьшение ширины пакета, хотя бы ради того, чтобы «старые» программы могли гарантированно исполнятся на новых устройствах. Например, на настоящее время существуют пакеты по 8 команд, а следующая версия не может иметь в реализации всего шесть функциональных устройств даже ради двух-трех- кратного прироста по частоте. Кроме того, что программа, скомпилированная для восьмиканального VLIW, не сможет без специальных дорогостоящих (и в плане сложности, и в плане производительности) аппаратных решений исполняться на шестиканальной архитектуре, придется радикально переписывать и компилятор. С этой точки зрения представляется разумным использование Intel трехкомандного слова в системе IA64 — такое, на первый взгляд, неудобное ограничение позволяет в будущем довольно свободно варьировать число исполнительных устройств в процессорах IA64. И если при переходе с 386 на процессор 486 производить перекомпиляцию имеющегося ПО было совершенно ненужно, то теперь придется. В качестве одного из возможных компромиссных решений предлагается разделить процесс компиляции на две стадии. Все программное обеспечение должно готовиться в аппаратно-независимом формате с использованием промежуточного кода, который окончательно транслируется в машинно-зависимый код только в процессе установки на оборудовании конечного пользователя. Пример такого подхода демонстрирует фонд OSF со своим архитектурно-независимым форматом ANDF (Architecture-Neutral Distribution Format). Но кроссплатформенное программное обеспечение пока что не оправдывает когда-то возлагавшихся на него радужных надежд. Во-первых, оно все равно требует наличия портов, которые «объясняют» компилятору в каждом конкретном случае что следует делать при компиляции данной программы именно на этой платформе (и даже именно на этой ОС). Во-вторых, кроссплатформенное ПО пока отнюдь не является «Speed Demon», а даже наоборот, как правило работает медленнее, чем написанное под конкретную платформу аналогичного класса приложения.

Другая трудность — это по своей сути статическая природа оптимизации, которую обеспечивает VLIW-компилятор. Трудно предугадать как, например, поведет себя программа, когда столкнется во время компиляции с непредусмотренными динамическими ситуациями, такими как ожидание ввода/вывода. Архитектура VLIW возникла в ответ на требования со стороны научно-технических организаций, где при вычислениях особенно необходимо большое быстродействие процессора, но для объектно-ориентированных и управляемых по событиям программ она менее подходит, а ведь именно такие приложения составляют сейчас большинство в сфере Информационных Технологий. Остается труднопредполагаемой проверка, что компилятор выполняет такие сложные преобразования надежно и правильно. Напротив, Out-Of-Order RISC-процессоры вполне способны «адаптироваться» под конкретную ситуацию самым выгодным образом.