CPU乱序执行基础|CPU乱序执行基础 —— Tomasulo算法及执行过程

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CPU乱序执行基础|CPU乱序执行基础 —— Tomasulo算法及执行过程
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IBM 360/91浮点单元最先实现Tomasulo算法从而允许乱序执行。360体系只有4个双精度浮点寄存器,限制了编译器调度的有效性。而且,IBM 360/91的访存和浮点延迟都很长,如果顺序执行指令,虽然只有RAW hazard,但是后面无关的指令只能被stall。如果乱序执行,还会额外引入WAR和WAW hazard。Tomasulo算法通过Register renaming解决了这些问题。
Tomasulo算法1966年提出,设计目标是让编译器在360系列计算机中通用,不用为每台计算机专门做一个编译器。
因为乱序执行,基础的Tomasulo算法不能保证Precise Exception和Speculation,带有Reorder buffer的Tomasulo算法可以解决这个问题。
作用

  • 指令顺序发射(issue/dispatch),乱序执行(execute),顺序提交(commit)。
  • Register renaming : 通过reservation station和ROB实现。
    • distributed RS : 如果多个指令同时等待一个寄存器的数据,那么可以在一个时钟周期内通过CDB传输到多个RS.
  • 实现Bypassing/forwarding
    • 通过CDB,数据直接从执行单元EU传输到等待该操作数的RS。
  • 通过Reorder buffer(ROB),可以实现Precise exception和HW Speculation,同时由于ROB保证指令顺序提交,顺便也消除了WAR & WAW hazard.
不带ROB CPU乱序执行基础|CPU乱序执行基础 —— Tomasulo算法及执行过程
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图来自computer architecture —— a quantitative approach 6th edition(英文版) P198
在不带ROB的版本里,执行单元(FP adders/FP mulitipliers)产出的数据会直接写入到对应的register file和等待这个数据的RS中,不能实现Precise exception和HW Speculation,所以这里关注带有ROB版本的Tomasulo?算法。
Precise exception(精确异常) 的意思是当指令出现异常时(除0、page fault,etc),前面的指令已经完成,后面的指令不能对寄存器、内存等进行修改,即跟顺序执行的效果一样,比如:
fdiv.d f0,f2,f4 fadd.d f10,f10,f8 fsub.d f12,f12,f14

3条指令之间没有hazard,后两条指令会比除法指令先结束。如果在结束后除法指令发生了exception,操作系统在进行exception处理时,只能假设之前的指令执行完成,后面指令没有执行,exception恢复后,加法和减法指令还得再执行一次,结果就不对了。
带ROB CPU乱序执行基础|CPU乱序执行基础 —— Tomasulo算法及执行过程
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图来自computer architecture —— a quantitative approach 6th edition(英文版) P210
ROB的存在使得指令虽然乱序执行,但是必须顺序提交,防止不可撤销的更新操作发生(写寄存器,写内存)。
Instruction queue
FIFO queue,存取到的指令。
Reservation Station
当前面的指令由于hazard、cache miss被阻塞时,后面不相关的指令可以继续执行,被阻塞的指令临时放在RS中,不至于整个流水线被阻塞。当被阻塞指令需要的操作数通过CDB传输到对应的RS时,指令被送到EU中执行。RS包含的字段:
  • Op —— 此保留站存放的指令需要执行的运算,fadd、fld、fds,etc.
  • Qj,Qk —— 即将更新此源操作数的指令对应的ROB entry tag。 0意味着不存在RAW hazard,该源操作数当前可用。比如fadd f0,f1,f2; fsub f3,f0,f2; 这里针对f0存在RAW hazard,假如为fadd指令分配的ROB entry tag是#1,那么fsub的RS entry里Qj就是#1, 意思是等待ROB tag为#1的指令更新这个操作数。其实这里就是通过Register renaming减少RAW hazard。
  • Vj, Vk —— 源操作数的值。对于每一个操作数,Q和V只有一个是有效的。
  • A —— 在load/store指令中存放内存地址相关信息。比如fld f6, 32(x2), 32+x2是effective address,放在此字段中。
  • Dest —— 此指令对应的ROB entry tag。用来更新对应ROB中的field.
  • Busy —— 是否被占用。
Common data bus(CDB)
数据传输,EU -> RS、ROB -> Register File,etc。传输时还会带着更新此数据的指令对应的ROB entry tag,这样RS里就可以通过匹配tag来更新源操作数。
Reorder buffer(ROB)
FIFO queue,每一项ROB包含4个字段:
  • Instruction type —— 指令类型。branch、store、load、ALU operation.
  • Destination —— 对于load和ALU operation来说是目标寄存器,对于store是内存地址,branch此字段无意义。
  • Value —— 指令结果值。
  • Ready —— 指令是否已经完成执行。
Register File
由于Commit阶段存在,Register File只能由ROB通过CDB去更新,RS不能直接更新Register File. Register File存放着将要向此寄存器更新值的ROB entry tag。如果没有值或者为0,代表此寄存器的值可用,否则,意味着该寄存器的值会被前面的指令更新,用该寄存器作为源操作数的需要等待CDB将更新后的值传输过来。
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Load Buffer/Store Buffer
Load Buffer存放effective address。Store Buffer的功能一般集成到了ROB中,因为Store Buffer需要的value和effective address在ROB中已经有了。
load/store指令对于相同的effective address也是存在hazard的,而且必须是effective address在execute阶段计算好后才知道是否有hazard存在。比如:
    • fsd f5, 1000(f0), fld f0, 1000(f0)
    • fsd f5, 1000(f0), fld f0, 1000(f1) —— 虽然base register不同,但是有可能f0和f1的值相同,计算后的effective address也相同,这就存在RAW hazard.
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指令执行过程 发射(Issue)
从instruction queue取一条指令(单发射)。如果RS和ROB均有空位,则发射指令到RS,如果有一个没有空位,会stall指令发射。如果操作数对应的寄存器/ROB中的数据可用,。更新Busy字段表明此RS项被占用。为分配的ROB
执行(Execute)
如果操作数均准备好了,直接执行,可能占用多个时钟周期,如果在同一个时钟周期内有多个指令可以执行,一般策略是随机挑选。如果任一一个操作数没有准备好,监控CDB获取计算好的操作数,此步骤检查RAW hazard.
对于store指令,此步骤仅仅计算effective address.
对于load指令,除了计算effective address,还需要确保当前ROB中的Store指令没有相同的Destination时,才会去内存/cache中读数据,这里避免了针对同一effective address的RAW hazard.
写回(Write result)
计算结果和指令对应的ROB entry tag沿着CDB传输到ROB和等待此操作结果的RS项。对于store指令比较特殊,如果要存储的值已经准备好了,将其写到对应ROB entry的Value字段,否则,还需要等CDB将需要存储的值传输过来,更新Value.
注意和不带ROB的算法不同,为了之后可回退计算结果,此步骤不会直接将结果写入到Register File中。
提交(Commit)
当指令到达ROB头部且ready字段为1,根据指令类型不同,操作不同:
  • normal commit —— 用Value更新Destination寄存器,并将对应的项目从ROB移除。
  • store —— 和上面类似,只是根据Destination和Value更新对应的内存地址。
  • branch with incorrect prediction —— 意味着branch预测错误(CPU分支预测器是另外一个很大的话题),需要flush ROB,也就是不要提交branch预测错误后执行指令,从应该执行的指令处重新开始执行。
如果一个指令抛出了异常/预测错误,会在ROB中记录。只有在Commit阶段且指令到达ROB头部时才会识别并flush ROB。
这个是整体流程的伪代码,来自computer architecture —— a quantitative approach 6th edition(英文版) P216
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  • rd —— 目标寄存器,rs/rt —— 源寄存器。
  • RS —— Reservation Station,r和b —— 为指令分配的Reservation Station entry和ROB entry。
  • h —— ROB头部entry。
  • result —— RS通过CDB传输的EU计算结果。
  • RegisterStat —— 寄存器结构,Regs —— 实际寄存器。
RS和ROB的项数 可以看出RS和ROB的总项数反映出一个处理器的乱序执行能力。项数越大表明in-flight(正在执行)的指令数目越多。Intel公司的Nehamel有128项ROB,IBM公司的Power 4/5有200项ROB.
Reservation Station组织形态一般有三种:
  • 独立 —— 一个EU一个RS,设计简单,只要一个写入端口和读出端口。但是利用率低,容易忙的忙死,闲的闲死。
  • 分组 —— 把EU分为几组,同组的共享一个RS,需要多个写入和读出端口。分组时通常考虑定点、浮点和访问3类。MIPS R1000是定点、浮点和访问3个RS,每个各16项。Alpha 21264是定点和访存共用一个20项的RS,浮点共用一个15项的RS。
  • 全局 —— 所有EU共用一个RS,读出和写入端口很多,控制比较复杂。当然使用效率最高,而且CDB只要送到全局RS。Intel P6架构的Pentium Pro、Pentuim II、Pentuim III都是类似的结构,只有一个RS,共20项。

Onur Mutlu的这个Lecture讲的更加详细
Digital Design & Computer Arch. - Lecture 16: Out-of-Order Execution (ETH Zürich, Spring 2021)?www.youtube.com/watch?v=mjBwrgecZPUCPU乱序执行基础|CPU乱序执行基础 —— Tomasulo算法及执行过程
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