Тракт данных и работа памяти.
Сдам Сам

ПОЛЕЗНОЕ


КАТЕГОРИИ







Тракт данных и работа памяти.





2.1.Тракт данных

 

Тракт данных - это часть центрального процессора, состоящая из АЛ У (арифметико-логического устройства) и его входов и выходов. Тракт данных нашей микроархитектуры показан на рис. 4.1. Хотя этот тракт данных и был оптимизирован для интерпретации программ IJVM, он схож с трактами данных большинства компьютеров. Он содержит ряд 32-разрядных регистров, которым мы приписали символические названия (например, PC, SP, MDR). Хотя некоторые из этих названий нам знакомы, важно понимать, что эти регистры доступны только на микроархитектурном уровне (для микропрограммы). Им даны такие названия, поскольку они обычно содержат значения, соответствующие переменным с аналогичными названиями на уровне архитектуры команд Содержание большинства регистров передается на шину В. Выходной сигнал АЛУ запускает схему сдвига, а затем шину С

Значение из шины С может записываться в один или несколько регистров одновременно Шину А мы введем позже, а пока представим, что ее нет

 

 

Данное АЛУ идентично тому, которое изображено на рис. 3.18 и 3.19. Его функционирование зависит от линий управления. На рис. 4.1 перечеркнутая стрелочка с цифрой 6 сверху указывает на наличие шести линий управления АЛУ. Из них Fu и р!служат для определения операции, EN А и ENB - для разрешения входных сигналов А и В соответственно, 1NVA - для инверсии левого входа и INC – для прибавления единицы к результату. Однако не все 64 комбинации значений на линиях управления могут быть полезны.

Некоторые комбинации показаны в табл. 4.1. Не все из этих функций нужны

для IJVM, но многие из них могут пригодиться для полной JVM. В большинстве случаев существует несколько возможностей для достижения одного и того же результата. В данной таблице знак «+» означает арифметический плюс, а знак «-» -арифметический минус, поэтому -А означает дополнение А.



 

 

АЛУ, изображенное на рис. 4.1, содержит два входа для данных: левый вход (А) и правый вход (В). С левым входом связан регистр временного хранения Н. С правым входом связана шина В, в которую могут поступать значения из одного из девяти источников, что показано с помощью девяти серых стрелок, примыкающих к шине. Существует и другая разработка АЛУ с двумя полноразрядными шинами, и мы рассмотрим ее чуть позже в этой главе.

В регистр Н может поступать функция АЛУ, которая проходит через правый

вход (из шины В) к выходу АЛУ Одна из таких функций - сложение входных

сигналов АЛУ, только при этом сигнал ENA отрицается, и левый вход получает значение 0. Если к значению шины В прибавить 0, это значение не изменится. Затем результат проходит через схему сдвига (также без изменений) и сохраняется в регистре Н.

Существует еще две линии управления, которые используются независимо от

остальных. Они служат для управления выходом АЛУ. Линия SLL8 (Shift Left Logical - логический сдвиг влево) сдвигает число влево на 1 байт, заполняя 8 самых младших двоичных разрядов нулями; линия SRA1 (Shift Right Arithmetic - арифметический сдвиг вправо) число вправо на 1 бит, оставляя самый старший двоичный разряд без изменений.

Можно считать и записать один и тот же регистр за один цикл. Для этого, например, нужно поместить значение SP на шину В, закрыть левый вход АЛУ, установить сигнал INC и сохранить полученный результат в регистре SP, увеличив таким образом его значение на 1 (см. восьмую строку табл. 4.1). Если один и тот же регистр может считываться и записываться за один цикл, то как при этом предотвратить появление ненужных данных? Дело в том, что процессы чтения и записи проходят в разных частях цикла. Когда в качестве правого входа АЛУ выбирается один из регистров, его значение помещается на шину В в начале цикла и хранится там на протяжении всего цикла. Затем АЛУ выполняет свою работу и производит результат, который через схему сдвига поступает на шину С. Незадолго до конца цикла, когда значения выходных сигналов АЛУ и схемы сдвига стабилизировались, содержание шины С передается в один или несколько регистров. Одним из этих регистров вполне может быть тот, от которого поступил сигнал на шину В.

Точная синхронизация тракта данных делает возможным считывание и запись одного и того же регистра за один цикл. Об этом речь пойдет ниже.

 

2.2.Синхронизация тракта данных

 

Как происходит синхронизация этих действий, показано на рис. 4.2. Здесь в начале каждого цикла генерируется короткий импульс. Он может выдаваться задающим генератором, как показано на рис. 3.20, в. На заднем фронте импульса устанавливаются биты, которые будут запускать все вентили. Этот процесс занимает определенный отрезок времени Aw. Затем выбирается регистр, и его значение передается на шину В. На это требуется время Дх. Затем АЛУ и схема сдвига начинают оперировать поступившими к ним данными. После промежутка Ду выходные сигналы АЛУ и схемы сдвига стабилизируются. В течение следующего отрезка Дг результаты проходят по шине С к регистрам, куда они загружаются на нарастающем фронте следующего импульса. Загрузка должна запускаться фронтом сигнала и осуществляться мгновенно, так что даже в случае изменений каких-либо

входных регистров изменения в шине С будут происходить только после полной загрузки регистров. На нарастающем фронте импульса регистр, запускающий шину В, приостанавливает свою работу и ждет следующего цикла. На рис. 4.2 упомянуты регистры МРС и MIR, а также память. Их предназначение мы обсудим чуть позже.

Важно осознавать, что хотя в тракте данных нет никаких запоминающих эле-

ментов, для прохождения сигнала по нему требуется определенное время. Изменение значения на шине В вызывает изменения на шине С не сразу, а только через некоторое время (это объясняется задержками на каждом шаге). Следовательно, даже если один из входных регистров изменяется, новое значение будет сохранено в регистре задолго до того, как старое (и уже неправильное) значение этого регистра, помещенное на шину В, сможет достичь АЛУ.

 

 

Для такой разработки требуется жесткая синхронизация и довольно длинный

цикл; должно быть известно минимальное время прохождения сигнала через АЛУ; регистры должны загружаться из шины С очень быстро. Если подойти к этому вопросу с особым вниманием и осторожностью, можно сделать так, чтобы тракт данных функционировал правильно.

Цикл тракта данных можно разбить на подциклы. Начало подцикла 1 запускается задним фронтом синхронизирующего сигнала. Ниже показано, что происходит во время каждого из подциклов. В скобках приводится длина подцикла.

1. Устанавливаются сигналы управления (Aw).

2. Значения регистров загружаются на шину В (Ах).

3. Происходит работа АЛУ и схемы сдвига (Ду).

4. Результаты проходят по шине С обратно к регистрам (Дг).

На нарастающем фронте следующего цикла результаты сохраняются в регистрах. Никаких внешних сигналов, указывающих на начало и конец подцикла и сообщающих АЛУ, когда нужно начинать работу и когда нужно передавать результаты на шину С, нет. В действительности АЛУ и схема сдвига работают постоянно. Однако их входные сигналы недействительны в течение периода Aw+Дх. Точно так же их выходные сигналы недействительны в течение периода Aw+ Дх+Ду. Единственными внешними сигналами, управляющими трактом данных, являются задний фронт синхронизирующего сигнала, с которого начинается цикл тракта данных, и

нарастающий фронт синхронизирующего сигнала, который загружает регистры из шины С. Границы подциклов определяются толоко временем прохождения сигнала, поэтому разработчики тракта данных должны все очень четко рассчитать.

 

2.3.Работа памяти

Наша машина может взаимодействовать с памятью двумя способами: через порт с пословной адресацией (32-битный) и через порт с байтовой адресацией (8-битный). Порт с пословной адресацией управляется двумя регистрами; MAR (Memory Address Register - регистр адреса ячейки памяти) и MDR (Memory Data Register - информационный регистр памяти), которые показаны на рис. 4.1. Порт с байтовой адресацией управляется регистром PC, который записывает 1 байт в 8 младших ьразрядов регистра MBR (Memory Buffer Register - буферный регистр памяти).

Этот порт может считывать данные из памяти, но не может их записывать в память. Каждый из этих регистров, а также все остальные регистры, изображенные на рис. 4.1, запускаются одним из сигналов управления. Белая стрелка под регистром указывает на сигнал управления, который разрешает передавать выходной сигнал регистра на шину В. Регистр MAR не связан с шиной В, поэтому у него нет сигнала разрешения. У регистра Н этого сигнала тоже нет, так как он является единственным возможным левым входом АЛУ и поэтому всегда разрешен.

Черная стрелка под регистром указывает на сигнал управления, который записывает (то есть загружает) регистр из шины С. Поскольку регистр MBR не может загружаться из шины С, у него нет сигнала записи (но зато есть два сигнала разрешения, о которых речь пойдет ниже). Чтобы инициировать процесс считывания из памяти или записи в память, нужно загрузить соответствующие регистры памяти, а затем передать памяти сигнал чтения или записи (он не показан на рис. 4.1).

Регистр MAR содержит адреса слов, таким образом, значения 0,1,2 и т. д. указывают на последовательные слова. Регистр PC содержит адреса байтов, таким образом, значения 0,1,2 и т. д. указывают на последовательные байты. Если значение 2 поместить в регистр PC и начать процесс чтения, то из памяти считается байт 2, который затем будет записан в 8 младших разрядов регистра MBR. Если значение 2 поместить в регистр MAR и начать процесс чтения, то из памяти считаются байты 8-11 (то есть слово 2), которые затем будут записаны в регистр MDR. Для чего потребовалось два регистра с разной адресацией? Дело в том, что регистры MAR и PC будут использоваться для обращения к двум разным частям памяти, а зачем это нужно, станет ясно чуть позже. А пока достаточно сказать, что регистры MAR и MDR используются для чтения и записи слов данных на уровне

архитектуры команд, а регистры PC и MBR - для считывания программы уровня архитектуры команд, которая состоит из потока байтов. Во всех остальных регистрах, содержащих адреса, применяется принцип пословной адресации, как и в MAR.

В действительности существует только одна память: с байтовой адресацией. Как же регистр MAR обращается к словам, если намять состоит из байтов? Когда значение регистра MAR помещается на адресную шину, 32 бита этого значения не попадают точно на 32 адресные линии (с 0 по 31). Вместо этого бит 0 соединяется с адресной линией 2, бит 1 - с адресной линией 3 и т. д. Два старших бита не учитываются, поскольку они нужны только для адресов свыше 232, а такие адреса недопустимы в нашей машине на 4 Гбайт. Когда значение MAR равно 1, на шину помещается адрес 4; когда значение MAR равно 2, на шину помещается адрес 8 и т. д. Распределение битов регистра MAR по адресным линиям показано на рис. 4.3.

 

 

Как уже было сказано выше, данные, считанные из памяти через 8-битный порт, сохраняются в 8-битном регистре MBR. Этот регистр может быть скопирован на шину В двумя способами: со знаком и без знака. Когда требуется значение без знака, 32-битное слово, помещаемое на шину В, содержит значение MBR в младших 8 битах и нули в остальных 24 битах. Значения без знака нужны для индексирования таблиц или для получения целого 16-битного числа из двух последовательных байтов (без знака) в потоке команд.

Другой способ превращения 8-битного регистра MBR в 32-битное слово - рассматривать его как значение со знаком между -128 и +127 и использовать это значение для порождения 32-битного слова с тем же самым численным значением.

Это преобразование делается путем дублирования знакового бита (самого левого бита) регистра MBR в верхние 24 битовые позиции шины В. Такой процесс называется расширением по знаку или знаковым расширением Если выбран данный параметр, то либо все старшие 24 бита примут значение 0, либо все они примут значение 1, в зависимости от того, каков самый левый бит регистра MBR: 0 или 1. В какое именно 32-битное значение (со знаком или без знака) превратится 8-битное значение регистра MBR, определяется тем, какой из двух сигналов управления (две белые стрелки под регистром MBR на рис. 4.1) установлен. Прямоугольник, обозначенный на рисунке пунктиром, показывает способность 8-битного регистра MBR действовать в качестве источника 32-битных слов для шины В.

 

Состав микрокоманд.

 

3.1.Микрокоманды

 

Для управления трактом данных, изображенным на рис. 4.1, нам нужно 29 сигналов Их можно разделить на пять функциональных групп'

• 9 сигналов для записи данных из шины С в регистры.

• 9 сигналов для разрешения передачи регистров на шину В и в АЛУ.

• 8 сигналов для управления АЛУ и схемой сдвига.

• 2 сигнала, которые указывают, что нужно осуществить чтение или запись

через регистры MAR/MDR (на рисунке они не показаны)

• 1 сигнал, который указывает, что нужно осуществить вызов из памяти через

регистры PC/MBR (на рисунке также не показан).

Значения этих 29 сигналов управления определяют операции для одного цик-

ла тракта данных. Цикл состоит из передачи значений регистров на шину В, прохождения этих сигналов через АЛУ и схему сдвига, передачи полученных результатов на шину С и записи их в нужный регистр (регистры). Кроме того, если установлен сигнал считывания данных, то в конце цикла после загрузки регистра MAR начинается работа памяти. Данные из памяти помещаются в MBR или MDR в конце следующего цикла, а использоваться эти данные могут в цикле, который идет после него. Другими словами, если считывание из памяти через любой из портов начинается в конце цикла к, то полученные данные еще не могут использоваться в цикле к+1 (ТОЛЬКО В цикле к+2 и позже). Этот процесс объясняется на рис. 4.2. Сигналы управления памятью выдаются только после загрузки регистров MAR и PC, которая происходит на нарастающем фронте синхронизирующего сигнала незадолго до конца цикла 1. Мы предположим, что память помещает результаты на шину памяти в течение одного цикла, поэтому регистры MBR и (или) MDR могут загружаться на следующем нарастающем фронте вместе с другими регистрами. Другими словами, мы загружаем регистр MAR в конце цикла тракта данных и запускаем память сразу после этого. Следовательно, мы не можем ожидать, что результаты считывания будут в регистре MDR в начале следующего цикла, особенно если длительность импульса небольшая. Этого времени будет недостаточно. Поэтому между началом считывания из памяти и использованием этого результата должен помещаться один цикл. Однако во время этого цикла может выполняться не только передача слова из памяти, но и другие операции.

Предположение о том, что работа памяти занимает один цикл, эквивалентно

предположению, что количество успешных обращений в кэш-память составляет 100%. Подобное предположение никогда не может быть истинным, но мы не будем здесь рассказывать о циклах памяти переменной длины, поскольку это не входит в задачи данной книги. Так как регистры MBR и MDR загружаются на нарастающем фронте синхронизирующего сигнала вместе с другими регистрами, они могут считывать во время циклов, в течение которых осуществляется передача нового слова из памяти. Они возвращают старые значения, поскольку прошло еще недостаточно времени для того, чтобы поменять их на новые. Здесь нет никакой двусмысленности: до тех пор, пока новые значения не загрузятся в регистры MBR и MDR на нарастающем фронте сигнала, предыдущие значения находятся там и могут использоваться. Отметим, что считывания могут проходить одно за другим, то есть в двух последовательных циклах (поскольку сам процесс считывания занимает только один цикл). Кроме того, обе памяти могут действовать в одно и то же время. Однако попытка чтения и записи одного и того же байта одновременно приводит к неопределенным результатам. Выходной сигнал шины С можно записывать сразу в несколько регистров, однако нежелательно передавать значения более одного регистра на шину В. Немного расширив схемотехнику, мы можем сократить количество битов, необходимых для выбора одного из возможных источников для запуска шины В. Существует только 9 входных регистров, которые могут запустить шину В (регистры MBR со знаком и без знака учитываются отдельно) Следовательно, мы можем закодировать информацию для шины В в 4 бита и использовать декодер для порождения 16 сигналов управления, 7 из которых не нужны. У разработчиков коммерческих моделей, возможно, было бы большое желание избавиться от одного из регистров, чтобы обойтись 3 битами. Однако мы как ученые предпочитаем иметь один лишний бит,

но при этом получить более ясную и простую разработку.

 

 

Теперь мы можем управлять трактом данных с помощью 9+4+8+2+1=24 сигналов, следовательно, нам требуется 24 бита. Однако эти 24 бита управляют трактом данных только в течение одного цикла. Задача управления - определить, что нужно делать в следующем цикле. Чтобы включить это в разработку контроллера, мы создадим формат для описания операций, которые нужно выполнить, используя 24 бита управления и два дополнительных поля поле NEXT_ADDRESS (следующий адрес) и поле JAM. Содержание каждого из этих полей мы обсудим позже. На рис. 4.4 изображен один из возможных форматов. Он разделен на следующие

6 групп, содержащие 36 сигналов'

• Addr - содержит адрес следующей потенциальной микрокоманды.

• JAM - определяет, как выбирается следующая микрокоманда.

• ALU - функции АЛУ и схемы сдвига.

• С - выбирает, какие регистры записываются из шины С.

• Mem - функции памяти.

4 В - выбирает источник для шины В (как он кодируется, было показано

выше) Порядок групп в принципе произволен, хотя мы долго и тщательно его подбирали, чтобы избежать пересечений на рис. 4 5. Подобные пересечения на диаграммах часто соответствуют пересечениям проводов на микросхемах. Они сильно затрудняют разработку и их лучше сводить к минимуму.

 

3.2.Управление микрокомандами: Mic-1

 

До сих пор мы рассказывали о том, как происходит управление трактом данных, но мы еще не касались того, каким образом решается, какой именно сигнал управления и на каком цикле должен запускаться. Для этого существует контроллер последовательности, который отвечает за последовательность операций, необходимых для выполнения одной команды. Контроллер последовательности в каждом цикле должен выдавать следующую информацию:

1. Состояние каждого сигнала управления в системе.

2. Адрес микрокоманды, которая будет выполняться следующей.

Рисунок 4.5 представляет собой подробную диаграмму полной микроархитектуры нашей машины, которую мы назовем Mic-1. На первый взгляд она может показаться внушительной, но тем не менее ее нужно подробно изучить. Если вы разберетесь во всех прямоугольниках и линиях, изображенных на этом рисунке, вам легче будет понять структуру микроархитектурного уровня. Диаграмма состоит из двух частей: тракта данных (слева), который мы уже подробно обсудили, и блока управления (справа), который мы рассмотрим сейчас. Самой большой и самой важной частью блока управления является управляющая память. Удобно рассматривать ее как память, в которой хранится полная микропрограмма, хотя иногда она реализуется в виде набора логических вентилей. Мы будем называть ее управляющей памятью, чтобы не путать с основной памятью,

доступ к которой осуществляется через регистры MBR и MDR. Функционально управляющая память представляет собой память, которая содержит микрокоманды вместо обычных команд. В нашем примере она содержит 512 слов, каждое из которых состоит из одной 32-битной микрокоманды с форматом, изображенным на рис. 4.4. В действительности не все эти слова нужны, но по ряду причин нам требуются адреса для 512 отдельных слов. Управляющая память отличается от основной памяти тем, что команды, хранящиеся в основной памяти, выполняются в порядке адресов (за исключением ветвлений), а микрокоманды - нет. Увеличение счетчика команд в листинге 2.1 означает, что команда, которая будет выполняться после текущей, - это команда, которая идет вслед за текущей в памяти. Микропрограммы должны обладать большей гибкостью (поскольку последовательности микрокоманд обычно короткие), поэтому они не обладают этим свойством. Вместо этого каждая микрокоманда сама указывает на следующую микрокоманду.

Поскольку управляющая память функционально представляет собой ПЗУ, ей

нужен собственный адресный регистр и собственный регистр данных. Ей не требуются сигналы чтения и записи, поскольку здесь постоянно происходит процесс считывания. Мы назовем адресный регистр управляющей памяти МРС (Microprogram Counter - микропрограммный счетчик). Название не очень подходящее, поскольку микропрограммы не упорядочены явным образом и понятие счетчика тут неуместно, но мы не можем пойти против традиций. Регистр данных мы назовем MIR (Microinstruction Register - регистр микрокоманд). Он содержит текущую микрокоманду, биты которой запускают сигналы управления, влияющие на работу тракта данных.

Регистр MIR, изображенный на рис 4 5, содержит те же шесть групп сигналов, которые показаны на рис 4.4. Группы Addr и J (то же, что JAM) контролируют выбор следующей микрокоманды Мы обсудим их чуть позже Группа ALU содержит 8 битов, которые выбирают функцию АЛУ и запускают схему сдвига Биты С загружают отдельные регистры из шины С Сигналы М управляют работой памяти Наконец, последние 4 бита запускают декодер, который определяет, значение какого регистра будет передано на шину В В данном случае мы выбрали декодер, который содержит 4 входа и 16 выходов, хотя имеется всего 9 разных регистров В более проработанной модели мог бы использоваться декодер, имеющий 4 входа и 9 выходов Мы используем стандартную схему, чтобы не разрабатывать свою собственную Использовать стандартную схему гораздо проще, и кроме того, вы сможете избежать ошибок Ваша собственная микросхема займет меньше места,но на ее разработку потребуется довольно длительное время, к тому же вы можете

построить ее неправильно.

Схема, изображенная на рис. 4.5, работает следующим образом. В начале каждого цикла (задний фронт синхронизирующего сигнала на рис. 4.2) в регистр MIR загружается слово из управляющей памяти, которая на рисунке отмечена буквами МРС. Загрузка регистра MIR занимает период Да;, то есть первый подцикл (см. рис. 4.2).

Когда микрокоманда попадает в MIR, в тракт данных поступают различные

сигналы. Значение определенного регистра помещается на шину В, а АЛУ узнает, какую операцию нужно выполнять. Все это происходит во время второго подцикла.

После периода Aw+Ax входные сигналы АЛУ стабилизируются.

После периода Дг/ стабилизируются сигналы АЛУ N и Z и выходной сигнал

схемы сдвига. Затем значения N и Z сохраняются в двух 1-битных триггерах. Эти биты, как и все регистры, которые загружаются из шины С и из памяти, сохраняются на нарастающем фронте синхронизирующего сигнала, ближе к концу цикла тракта данных. Выходной сигнал АЛУ не сохраняется, а просто передается в схему сдвига. Работа АЛУ и схемы сдвига происходит во время подцикла 3.

После следующего интервала, Дг, выходной сигнал схемы сдвига, пройдя через шину С, достигает регистров. Регистры загружаются в конце цикла на нарастающем фронте синхронизирующего сигнала (см. рис. 4.2). Во время подцикла 4 происходит загрузка регистров и триггеров N и Z. Он завершается сразу после нарастающего фронта, когда все значения сохранены, результаты предыдущих операций памяти доступны и регистр МРС загружен. Этот процесс продолжается снова и снова, пока вы не устанете и не выключите компьютер.

Микропрограмме приходится не только управлять трактом данных, но и определять, какая микрокоманда должна быть выполнена следующей, поскольку они не упорядочены в управляющей памяти. Вычисление адреса следующей микрокоманды начинается после загрузки регистра MIR. Сначала в регистр МРС копируется 9-битное поле NEXT_ADDRESS (следующий адрес). Пока происходит копирование, проверяется поле JAM Если оно содержит значение 000, то ничего больше делать не нужно; когда копирование поля NEXT_ADDRESS завершится, регистр МРС укажет на следующую микрокоманду. Если один или несколько бит в поле JAM равны 1, то требуются еще некоторые действия. Если бит JAMN равен 1, то триггер N соединяется через схему ИЛИ со старшим битом регистра МРС. Если бит JAMZ равен 1, то триггер Z соединяется через схему ИЛИ со старшим битом регистра МРС. Если оба бита равны 1, они оба соединяются через схему ИЛИ с тем же битом А теперь объясним, зачем нужны триггеры N и Z. Дело в том, что после нарастающего фронта сигнала (и вплоть до заднего фронта) шина В больше не запускается, поэтому выходные сигналы АЛУ уже не могут считаться правильными. Сохранение флагов состояния АЛУ в регистрах N и Z делает правильные значения стабильными и доступными для вычисления регистра МРС, независимо от того, что происходит вокруг АЛУ. На рис. 4.5 схема, которая выполняет это вычисление, называется «старший бит». Она вычисляет следующую булеву функцию:

F = (0AMZ И Z) ИЛИ QAMN И N)) ИЛИ NEXT_ADDRESS[8]

Пример микроархитектуры 243

Отметим, что в любом случае регистр МРС может принять только одно из двух возможных значений:

1. Значение NEXT_ADDRESS.

2. Значение NEXT_ADDRESS со старшим битом, соединенным с логической

единицей операцией ИЛИ.

Других значений не существует. Если старший бит значения NEXT_ADDRESS уже равен 1, нет смысла использовать JAMN или JAMZ.

Отметим, что если все биты JAM равны 0, то адрес следующей команды - просто 9-битный номер в поле NEXT_ADDRESS- Если JAMN или JAMZ равны 1, то существует два потенциально возможных адреса следующей микрокоманды: NEXT_ADDRESS и NEXT_ADDRESS, соединенный операцией ИЛИ с 0x100 (предполагается, что NEXT_ADDRESS<OxFF). (Отметим, что Ох указывает, что число, следующее за ним, дается в шестнадцатеричной системе счисления). Это проиллюстрировано рис. 4.6. Текущая микрокоманда с адресом 0x75 содержит поле NEXT_ADDRESS=0x92, причем бит JAMZ установлен на 1. Следовательно, следующий адрес микрокоманды зависит от значения бита Z, сохраненного при предыдущей операции АЛУ. Если бит Z равен 0, то следующая микрокоманда имеет адрес 0x92. Если бит Z равен 1, то следующая микрокоманда имеет адрес 0x192.

Третий бит в поле JAM - JMPC. Если он установлен, то 8 битов регистра MBR поразрядно связываются операцией ИЛИ с 8 младшими битами поля NEXT_ADDRESS из текущей микрокоманды. Результат отправляется в регистр МРС. На рис. 4.5 значком «ИЛИ» обозначена схема, которая выполняет операцию ИЛИ над MBR и NEXT_ADDRESS, если бит JMPC равен 1, и просто отправляет NEXT_ADDRESS в регистр МРС, если бит JMPC равен 0. Если JMPC равен 1, то младшие 8 битов поля NEXT_ADDRESS равны 0. Старший бит может быть 0 или 1, поэтому значение поля NEXT_ADDRESS обычно 0x000 или 0x100. Почему иногда используется 0x000, а иногда - 0x100, мы обсудим позже.

 

 

Возможность выполнять операцию ИЛИ над MBR и NEXT_ADDRESS и сохранять результат в регистре МРС позволяет реализовывать межуровневые переходы. Отметим, что по битам, находящимся в регистре MBR, можно определить любой адрес из 256 возможных. Регистр MBR содержит код операции, поэтому использование JMPC приведет к единственно возможному выбору следующей микрокоманды. Этот метод позволяет осуществлять быстрый переход у функции, соответствующей вызванному коду операции. Для того чтобы продолжить чтение этой главы, очень важно понимать принципы синхронизации машины, поэтому повторим их еще раз. Синхронизирующий сигнал делится на подциклы, хотя внешние изменения этого сигнала происходят только на заднем фронте, с которого начинается цикл, и на нарастающем фронте, который загружает регистры и триггеры N и Z. Посмотрите еще раз на рис. 4.2. Во время подцикла 1, который инициируется задним фронтом сигнала, адрес, находящийся в данный момент в регистре МРС, загружается в регистр MIR. Во время подцикла 2 регистр MIR выдает сигналы и в шину В загружается выбранный регистр. Во время подцикла 3 происходит работа АЛУ и схемы сдвига. Во время подцикла 4 стабилизируются значения шины С, шин памяти и АЛУ. На нарастающем фронте сигнала загружаются регистры из шины С,загружаются триггеры N и Z, а регистры MBR и MDR получают результаты работы памяти, начавшейся в конце предыдущего цикла (если эти результаты вообще имеются). Как только регистр MBR получает свое значение, загружается регистр МРС. Это происходит где-то в середине отрезка между нарастающим и задним фронтами, но уже после загрузки MBR/MDR. Он может загружаться уровнем сигнала (но не фронтом сигнала) либо загружаться через фиксированный отрезок времени после нарастающего фронта. Все это означает, что регистр МРС не получает своего значения до тех пор, пока не будут готовы регистры MBR, N и Z, от которых он зависит. На заднем фронте сигнала, когда начинается новый цикл, регистр МРС может обращаться к памяти. Отметим, что каждый цикл является самодостаточным. В каждом цикле определяется, значение какого регистра должно поступать на шину В, что должны делать АЛУ и схема сдвига, куда нужно сохранить значение шины С, и, наконец, каким должно быть следующее значение регистра МРС.

Следует сделать еще одно замечание по поводу рис. 4.5. До сих пор мы считали МРС регистром, который состоит из 9 битов и загружается на высоком уровне сигнала. В действительности этот регистр вообще не нужен. Все его входные сигналы можно непосредственно связать с управляющей памятью. Поскольку они имеются в управляющей памяти на заднем фронте синхронизирующего сигнала, когда выбирается и считывается регистр MIR, этого достаточно. Их не нужно хранить в регистре МРС. По этой причине МРС может быть реализован в виде виртуального регистра, который представляет собой просто место скопления сигналов и похож скорее на коммутационное поле, чем на настоящий регистр. Если МРС сделать виртуальным регистром, то процедура синхронизации сильно упрощается:

теперь события происходят только на нарастающем фронте и заднем фронте сигнала. Но если вам проще считать МРС реальным регистром, то такой подход тоже вполне допустим.

 

Лекция 10. Основы разработки микроархитектурного уровня.

1. Принцип скорости и стоимости.

2. Принцип сокращения длины пути обработки команды.

3. Упреждающая выборка команд.

4. Конвейерная архитектура.

Скорость и стоимость

С развитием технологий скорость работы компьютеров стремительно растет. Существует три основных подхода, которые позволяют увеличить скорость выполнения операций:

1. Сокращение количеств циклов, необходимых для выполнения команды.

2. Упрощение организации машины таким образом, чтобы можно было сде-

лать цикл короче.

3. Выполнение нескольких операций одновременно.

Первые два подхода очевидны, но существует огромное количество различных вариантов разработки, которые могут очень сильно повлиять на число циклов, период или (что бывает чаще всего) и то и другое вместе. В этом разделе мы приведем пример того, как кодирование и декодирование операции могут подействовать на цикл.

Число циклов, необходимых для выполнения набора операций, называется

длиной пути. Иногда длину пути можно уменьшить с помощью дополнительного аппаратного обеспечения. Например, если к регистру PC добавить инкрементор (по сути, это сумматор, у которого один из входов постоянно связан с единицей), то нам больше не придется использовать для этого АЛУ, и следовательно, количество циклов сократится. Однако такой подход не настолько эффективен, как хотелось бы. Часто в том же цикле, в котором значение PC увеличивается на 1, происходит еще и операция чтения, и следующая команда в любом случае не может начаться раньше, поскольку она зависит от данных, которые должны поступить из памяти.

Для сокращения числа циклов, необходимых для вызова команды, требуется

нечто большее, чем простое добавление схемы, которая увеличивает PC на 1. Чтобы повысить скорость вызова команды, нужно применить третью технологию - параллельное выполнение команд. Весьма эффективно отделение схем для вызова команд (8-битного порта памяти и регистров PC и MBR), если этот блок сделать функционально независимым от основного тракта данных. Таким образом, он может сам вызывать следующий код операции или операнд. Возможно, он даже будет работать асинхронно относительно другой части процессора и вызывать одну или несколько команд заранее. Один из наиболее трудоемких процессов при выполнении команд - вызов двубайтного смещения и сохранение его в регистре Н для подготовки к сложению (например, при переходе к РС±п байтов). Одно из возможных решений – увеличить порт памяти до 16 битов, но это сильно усложняет операцию, поскольку требуемые16 битов могут перекрывать границы слова, поэтому даже считывание из памяти 32 битов за один раз не обязательно приведет к вызову обоих нужных нам байтов. Одновременное выполнение нескольких операций - самый продуктивный подход. Он дает возможность очень сильно повысить скорость работы компьютера. Даже простое перекрытие вызова и выполнения команды чрезвычайно эффективно. При более сложных технологиях допустимо одновременное выполнение нескольких команд. Вообще говоря, эта идея является основой проектов современных компьютеров. Ниже мы обсудим некоторые технические приемы, позволяющие воплотить этот подход. На одной чаше весов находится скорость, на другой - стоимость. Стоимость можно измерять различными способами, но точное определение стоимости дать очень трудно. В те времена, когда процессоры конструировались из дискретных компонентов, достаточно было подсчитать общее число этих компонентов. В настоящее время процессор целиком помещается на одну микросхему, но большие и более сложные микросхемы стоят гораздо дороже, чем более простые микросхемы небольшого размера. Можно подсчитать отдельные компоненты (транзисторы, вентили, функциональные блоки), но обычно это число не так важно, как размер контактного участка, необходимого для интегральной схемы. Чем больше участок, тем больше микросхема. И стоимость микросхемы растет гораздо быстрее, чем занимаемое ею пространство. По этой причине разработчики часто измеряют стоимость

в единицах, применимых к «недвижимости», то есть с точки зрения пространства, которое требуется для микросхемы (предполагаем, что площадь поверхности измеряется в пикоакрах).

В истории компьютерной промышленности одной из наиболее тщательно проработанных микросхем является двоичный сумматор. Были реализованы тысячи проектов, и самые быстрые двоичные сумматоры очень сильно превышают по скорости самые медленные. Естественно, высокоскоростные сумматоры гораздо сложнее низкоскоростных. Специалистам по разработке систем приходится выбирать определенное соотношение скорости и занимаемого пространства. Сумматор - не единственный компонент, допускающий различные варианты разработки. Практически любой компонент системы может быть спроектирован таким образом, что он будет функционировать с более высокой или с более низкой скоростью, при этом, естественно, стоимость разных моделей будет различаться. Главной задачей разработчика является определение тех компонентов системы, усовершенствование которых может максимально повлиять на скорость работы компьютера. Интересно отметить, что если какой-нибудь компонент заменить более быстрым, это не обязательно повлечет за собой повышение общей производительности. В следующих разделах мы рассмотрим некоторые вопросы разработки и возможные соотношения цены и скорости.

Одним из ключевых факторов в определении скорости работы генератора









Не нашли то, что искали? Воспользуйтесь поиском гугл на сайте:


©2015- 2018 zdamsam.ru Размещенные материалы защищены законодательством РФ.