【课程笔记】计算机体系结构复习笔记

文章目录

  • 第一章 基本原理
    • 计算机系统层次与体系结构
    • 测量及分析性能
    • 计算机设计量化原理
    • 计算机体系结构分类
  • 第二章 指令集体系结构
    • 指令集分类
    • 存储器地址的翻译
    • 寻址模式
    • 优化指令格式
    • 指令集操作
    • RISC与CISC
  • 第三章 流水线
    • 流水线
    • MIPS基本流水线
    • 流水线冒险
    • 数据冒险
    • 控制冒险
    • 流水线多周期操作
    • 利用动态调度解决数据冒险
    • 减少动态预测分支惩罚
    • 利用多发射提高ILP
  • 第四章 存储器层次
    • 简介
    • 缓存基础
    • 测量并提升Cache性能
    • 虚拟存储器
    • 储存结构框架

第一章 基本原理

计算机系统层次与体系结构

计算机系统层次：应用语言机、高级语言机、汇编语言机、操作系统机、传统机、微程序机

相同指令集体系结构可以有不同的组织（不同的内存系统、总线、CPU等），相同的指令集体系结构何组织在硬件实现上可以不同。

体系结构属性：指令集、I/O机制、寻址技术、数据类型的位数

体系结构在组织方面对程序员是不可见的（transparent）。

体系结构的设计考虑速度、成本、物理器件大小和功耗（power），如乘法单元（成本高、物理器件较大，但速度快）和加法单元迭代使用（相对速度低，但廉价）用以实现乘法。

摩尔定律：晶体管密度及性能每18-24个月翻一番。（已不再适用）

测量及分析性能

性能（performance）的影响因素：响应时间（response time, elapsed time）（反应快慢）、执行时间（运行快慢，评价性能的主要因素）、吞吐量（throughput）（一次性处理数据多少）

执行时间是性能的倒数。

反应时间的定义：硬盘访问、内存访问、I/O操作、系统开销（operating system overhead）所造成的延迟。

执行时间的定义：

  • CPU时间：CPU执行计算所用时间，不包括I/O等待及运行其他程序所用时间。
  • CPU时间又可分为：
    • 用户CPU时间：程序所占用的CPU时间。
    • 系统CPU时间：操作系统响应程序请求所占用的CPU时间（与响应时间不同）。

使用程序评估性能的方法：

  • 真实应用进行评估（最精确）
  • 核心应用（Kernels）进行评估：使用真实程序中的关键片段进行性能评估。
  • 玩具测试基准（Toy benchmarks）：小型程序进行评估，结果已知。
  • 合成测试基准（Synthetic benchmarks）：整合多种应用的benchmark，包括核心程序和真实程序。

比较性能方法：

  • 总体执行时间：各测试程序总的执行时间，该方法在计算机执行程序次数相同时可用。

  • 平均执行时间：1n∑i=1nTimei\frac{1}{n}\sum^{n}_{i=1}Time_in1​∑i=1n​Timei​

  • 加权执行时间：程序执行频率不同时可用。

    • 指明程序出现的相对频率或权值设定与执行时间成比例：∑i=1nWeighti×Timei\sum_{i=1}^{n}Weight_i\times Time_i∑i=1n​Weighti​×Timei​

  • 归一化执行时间：选定参考机，进行归一化，再利用归一化后的数值进行平均，求平均数可使用算数平均数或几何平均数（∏i=1nExecutiontimeration\sqrt[n]{\prod_{i=1}^{n}Execution\ time\ ratio}n∏i=1n​Execution time ratio​），最终：
    实际性能=归一化数×参考机性能实际性能=归一化数\times 参考机性能 实际性能=归一化数×参考机性能

计算机设计量化原理

阿姆达尔定律（Amdahl’s Law）：由某些部分加速所得到的性能提高受加速部分的百分率所限。

  • 加速比（Speedup）：

加速比=增强后的性能增强前的性能加速比=\frac{增强后的性能}{增强前的性能} 加速比=增强前的性能增强后的性能​

  • 新的执行时间：

执行时间new=执行时间old×((1−未增强部分占比)+增强部分占比加速部分加速比)执行时间_{new}=执行时间_{old}\times((1-未增强部分占比)+\frac{增强部分占比}{加速部分加速比}) 执行时间new​=执行时间old​×((1−未增强部分占比)+加速部分加速比增强部分占比​)

  • 总加速比：

总加速比=执行时间old执行时间new=1(1−未增强部分占比)+增强部分占比加速部分加速比总加速比=\frac{执行时间_{old}}{执行时间_{new}}=\frac{1}{(1-未增强部分占比)+\frac{增强部分占比}{加速部分加速比}} 总加速比=执行时间new​执行时间old​​=(1−未增强部分占比)+加速部分加速比增强部分占比​1​

回报递归法则（the law of diminishing returns）：对于一部分性能的提高，总体加速比的提高呈递减状态，即贡献越来越少、有上界。

CPU性能方程：
CPU时间=时钟周期数(CPUclockcycles)×时钟周期时间(Clockcycletime)CPU时间=时钟周期数(CPU\ clock\ cycles)\times时钟周期时间(Clock\ cycle\ time) CPU时间=时钟周期数(CPU clock cycles)×时钟周期时间(Clock cycle time)

CPU时间=CPU时钟周期数时钟频率(Clockrate)CPU时间=\frac{CPU时钟周期数}{时钟频率(Clock\ rate)} CPU时间=时钟频率(Clock rate)CPU时钟周期数​

CPI：
CPI=程序所需总CPU时钟周期数指令数(Instructioncount,IC)CPI=\frac{程序所需总CPU时钟周期数}{指令数(Instruction\ count, IC)} CPI=指令数(Instruction count,IC)程序所需总CPU时钟周期数​
从而可推出：
CPU时间=指令数×CPI×时钟周期时间CPU时间=指令数\times CPI\times 时钟周期时间 CPU时间=指令数×CPI×时钟周期时间
由于改变时钟周期时间、CPI、指令数其一时，很难不改变其他部分，故有以下计算CPI方法：
CPU周期数=∑i=1nICi×CPIiCPU周期数=\sum_{i=1}^{n}IC_i\times CPI_i CPU周期数=i=1∑n​ICi​×CPIi​
测量CPU性能的各组成部分：

  • 时钟周期：
    • 已完成设计：利用时延评估器（timing estimators）或时延验证器(timing verifiers)
    • 未完成设计：考察关键路径（critical paths）
  • 指令数测量：利用编译器及测试指令集行为的工具
    • 指令集模拟器（instruction set simulator）：慢，但精确测量指令集行为的几乎所有方面。
    • 基于执行的监控（execution-based monitoring）：快，通过修改程序（插桩代码）。
  • CPI测量困难：现代处理器存在流水线和存储层次，需要考虑流水线和cache结构。

CPIi=PipilineCPIi+MemorysystemCPIiCPI_i=Pipiline\ CPI_i+Memory\ system\ CPI_i CPIi​=Pipiline CPIi​+Memory system CPIi​

引用局部性：程序倾向于重用刚使用过的数据和指令。

计算机体系结构分类

指令数据流类型：

  • 单指令流单数据流（single instruction stream over a single data stream）
  • 单指令流多数据流
  • 多指令流多数据流
  • 多指令流单数据流

image-20220613215649302

传统顺序机器为SISD的。

image-20220613215849240

向量计算机（vector computer，流水线结构的计算机）为SIMD的。

image-20220613215938909

并行计算机（parallel computer）为MIMD的。

image-20220613220031800

MISD的计算机仅存在于实验，尚无实际应用。

第二章 指令集体系结构

指令集分类

体系结构分类：

image-20220614175944780

  • 寄存器-存储器体系结构（register-memory architecture）
    • 优点：数据可以不用被分别装入内存，并且指令格式也会更加简单。
    • 缺点：操作数不等长，所用时时钟不同。
  • 寄存器-寄存器体系结构
    • 优点：指令简单，执行时时钟相似。
    • 缺点：指令条数增加。
  • 存储器-存储器体系结构（暂无，速度较慢，指令长短不一）
    • 优点：不浪费寄存器。
    • 缺点：指令长度不一，存储器不能被共享。

通用寄存器计算机（GPR，general-purpose register machine）优势：

  • 寄存器速度快；
  • 寄存器易于编译器有效使用。

GPR结构：

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-9kInLVnf-1655391892109)(https://s1.ax1x.com/2022/06/14/X5nfSO.png)]

  • 三操作数模式（three-operand）
  • 二操作数模式：一个操作数既是源操作数也是结果操作数。

存储器地址的翻译

所有指令集都是按字节寻址（byte addressed），可访问字节（8 bits）、半字（16 bits）、字（32 bits），多数计算机也可访问双字（64 bits）。

字节排序：

  • 小端序（Little Endian）：高对高，低对低。如x86-64。
  • 大端序（Big Endian）：高对低，低对高。如MIPS。

**对齐（align）**问题：某些存储可能要求对齐，⚠️需要注意

image-20220614180434990

寻址模式

寻址时可使用常数（constant）、寄存器、存储地址（有效的存储地址为有效地址（effective address））。

image-20220614181455371

image-20220614181505869

一个指令集体系结构最少需支持位移寻址（displacement addressing）、立即数寻址（immediate addressing）、寄存器间址（register deferred）。

优化指令格式

指令格式构建主要使用哈夫曼编码（Huffman coding）。

每个字符平均最少所需位：
H=−∑i=1nPi⋅log⁡2PiH=-\sum_{i=1}^{n}P_i\cdot \log_{2}{P_i} H=−i=1∑n​Pi​⋅log2​Pi​
固定长度编码冗余度（redundancy）：
R=1−−∑i=1nPi⋅log⁡2Pi⌈log⁡2n⌉R=1-\frac{-\sum_{i=1}^{n}P_i\cdot \log_{2}{P_i}}{\lceil\log_{2}{n}\rceil} R=1−⌈log2​n⌉−∑i=1n​Pi​⋅log2​Pi​​
构造哈夫曼树，从而得到前缀码（prefix ）。

image-20220614185505736

由于前缀码结构不整齐，故使用扩展码（extended opcodes）折中。扩展码保证了一定范围内的编码长度相同。

操作数×{\times}×寻址模式的组合最大时，每个操作数用寻址标识符（address specifier）。

指令集编码方式：

  • 变长（variable）：允许所有操作有任何寻址模式。
  • 定长（fixed）：将操作和寻址模式结合到操作码域。
  • 混合（hybrid）：折中。

指令集操作

控制流指令：

  • 条件转移（conditional branches）：有条件
  • 跳转（jump）：无条件
  • 过程调用（procedure calls，procedure invocation）
  • 过程返回（procedure returns）

控制流指令最常用的是PC相对（PC-relative）寻址。

条件转移选项：

image-20220614194631642

条件码（CC）就是汇编里学的CF、OF、ZF，条件寄存器就是使用寄存器判断跳转，比较与分支就是直接将比较和跳转合二为一。

过程调用选项：

  • 调用者保存（caller saving）：谁调用谁保存
  • 被调用者保存（callee saving）

RISC与CISC

RISC（reduced instruction set computer，精简指令集计算机）特点：

  • 指令类型少，运行快
  • 指令简单
  • 使用更少的晶体管，设计制造便宜
  • 硬连线控制（hardwired control），即固化在电路中
  • 与存储器的寻址关联操作少，只用LOAD和STORE
  • 所用寄存器多

CISC（complex instruction set computer，复杂指令集计算机）特点：

  • 指令多
  • 复杂且高效（efficient）
  • 由于指令复杂，故需分步实现，即微命令
  • 寻址能力强（extensive）
  • 所用寄存器较少

指令执行步骤：取指（instruction fetching）、译码（decoding phase）、取操作数（operand fetching phase）、执行（execution phase）、写回（write-back phase）

MIPS是RISC体系结构的一种：

  • load-store 指令集
  • 定长编码，32 bits
  • 高效
  • 拥有32个寄存器，每个32 bits，0号寄存器总是保存0，31号及储存期用来存储一些MIPS指令；此外还有用于存储浮点数的浮点寄存器（FPR，32位或64位）
  • 支持字节及半字

⚠️MIPS使用的是大端序，需对齐

MIPS指令格式（32位指令，6位操作码）：

image-20220614203259815

⚠️上图中的高低位标号应该相反（31-0）。

第三章 流水线

流水线

平衡流水段长度：
非流水线机器上每条指令的所用时间流水段数量\frac{非流水线机器上每条指令的所用时间}{流水段数量} 流水段数量非流水线机器上每条指令的所用时间​

MIPS基本流水线

MIPS流水线的五个步骤：IF、ID、EX、MEM、WB

image-20220615151459930

IF阶段：取指到指令寄存器，PC+1。

ID阶段：对指令进行解码，从寄存器中取值。

image-20220615151446299

EX阶段：ALU指令（ADD之类）进行计算，LOAD-STORE指令计算地址，Branch指令计算地址。

image-20220615151801196

MEM阶段：ALU指令啥也不做，LOAD指令访问数据存入LMD，STORE指令访存存入数据。

WB阶段：ALU指令写回，LOAD指令将数据写入寄存器。

时钟周期与CPI取舍：降低CPI会导致电路复杂，进而时钟周期增加。

流水线结构：

image-20220615152645497

流水线的基本性能问题：

  • 流水线增加了吞吐量；
  • 由于控制开销，指令运行时间增加；
  • 但由于吞吐量的增加，程序运行更快。

影响流水线性能的因素：

  • 存在水桶效应，不平衡；
  • 流水线存在开销：
    • 寄存器启动时间（register setup time）：输入需要进行稳定，并且有传播（propagation）时延
    • 时钟偏差（clock skew）：信号传输时延

流水线冒险

解决冒险（hazards）最简单的方法：阻塞（stall）
加速比=未流水化CPI或流水线段数1+流水线阻塞周期加速比=\frac{未流水化CPI或流水线段数}{1+流水线阻塞周期} 加速比=1+流水线阻塞周期未流水化CPI或流水线段数​
结构冒险（structural hazards）：

  • 不完全流水化造成阻塞
  • 一些资源未足够复制
  • 写冲突
  • 访问冲突（只有一个内存入口时，从内存中，IF段取值，MEM段访问数据）

数据冒险

通过加入硬件结构，可以解决数据冒险：

  • 设置指令缓存和数据缓存；
  • 设置指令缓存存储指令。

image-20220615163303771

数据冒险：使用前送（forwarding）解决数据冒险。特别需要注意的是，在同一阶段使用同一寄存器，也可能产生前送 。前送可以是相同时间，前送可以先获得数据旧数据，后续比较进行更新。

image-20220615191844772

  • 写后读（RAW）

image-20220615163617189

  • WAW：该种不会在MIPS中出现，若出现那就stall。

image-20220615164030011

  • WAR：上图会造成读假数据。
  • RAR：非数据冒险

由于某些冲突过于频繁，故可以通过调度来解决冲突。

发射（instruction issue）：ID→EX，对于MIPS整数流水线，所有冒险都能在ID阶段检测出来。

  • 早解决：不用将指令悬挂，降低硬件复杂性；
  • 在使用操作数的周期才检测冒险或前送。

解决LOAD指令的RAW：

image-20220615191058170

堵塞的实现：ID/EX流水线寄存器的控制部分（control portion）全部置零，做空操作（no-op）；IF/ID寄存器内容循环（recirculate），保持停顿。

控制冒险

控制冒险可能比数据冒险造成的性能损失更大（great performance loss）。

image-20220615194333002

最简单的方法：直接阻塞，知道到达MEM计算出新的PC

MIPS中将转移测试移动到了ID阶段（增加了额外的加法器和零测试），并且在IF阶段写PC，ID阶段计算出目标地址。从而转移在ID结束后就完成，未使用EX、MEM、WB。

降低转移造成的惩罚：

  • 冻结（freeze）或泄放（flush）：保持或删除转移指令后的指令，知道转移目的地址已知。
  • 预测不成功，若成功在将已去除的指令变为no-op，并重新取值。
  • 预测转移成功。
  • 延迟转移：使用延迟槽（branch-delay slots）。延迟槽有三种分支调度方法：
    • 指令来自以前，最好。
    • 指令来自成功目标。
    • 指令来自不成功目标。

流水线多周期操作

image-20220615200115158

浮点操作会占用多个周期，需要充分很多次EX。

潜伏期（latency）：从产生结果（假定在EX阶段第一周期产生结果）到使用结果之间的周期数。

初始/重复间隔（initiation/repeat interval）：发射两个给定类型操作之间必须经过的周期数。

image-20220615201516772

image-20220615201552072

潜伏期和初始间隔：

image-20220615201724939

其中，除法未完全流水化。其他则在EX中进行流水化。

长延迟流水线（Longer Latency Pipelines）的冒险和前送：

  • 除法未完全流水化，可能导致结构冲突。
  • 指令运行时间不同，可能导致同一周期有多个寄存器写操作，造成结构冲突。
  • 指令不再按序到达WB，可能导致WAW冒险。
  • 寄存器读总在ID发生，所以不会有WAR冒险。后续更改与前面无关。
  • 长延迟导致RAW冒险更频繁。

EX阶段多种操作单元可以并行进行。

写寄存器冲突：可增加端口，从而解决结构冲突。

解决结构冲突的途径：

  • 早解决，在ID阶段跟踪写端口的使用，并在发射前阻塞指令。
    • 优点：其可以在ID阶段就完成互锁检测和阻塞插入。
    • 成本：要加入移位寄存器和写冲突逻辑。
  • 到时候再解决：在冲突指令要进入MEM或WB时再阻塞。
    • 优点：直到MEM或WB才检测冲突，更容易。
    • 缺点：流水线控制复杂化，可以从两个地方插入阻塞。

解决WAW途径：

  • 早解决，延缓load发射，直到ADDD进入MEM。
  • 到时候再解决: 检测到冒险，就改变控制，使ADDD不写结果。

检测所有可能的冲突：在ID阶段做三个检测

  • 等待，直至功能单元能用。（仅除法）
  • 检测RAW冒险。
  • 检测WAW冒险。

利用动态调度解决数据冒险

解决冲突的途径：

  • 静态调度
  • 动态调度（Tomasulo方法）：
    • 发射（issue）：取值。
      • 若为FP操作，有空保留站，则发射。若操作数在寄存器中就送保留站。
      • 若为L-S操作，有缓冲器空间，则发射。
      • 无空保留站或空缓冲器，则结构冒险，指令阻塞等待。
    • 执行（execute）
      • 若有操作数计算出来，则放入相应保留站（Q置0，数放V）。
      • 两个操作数都计算出来，就在功能单元中执行操作。
      • 检测RAW冒险
    • 写结果（write result）：计算出结果，写道CDB上。

image-20220615211022370

image-20220615211032706

具体操作如下图：

image-20220615213851356

image-20220615213858275

image-20220615213903673

image-20220615213922770

减少动态预测分支惩罚

使用基本转移预测（Basic Branch Prediction）和转移预测缓冲器（Branch Prediction Buffers）。

基本转移预测：

  • 2位预测方案：错两次才改变预测。
  • N位预测方案：计数器可取值0到2n−12^n-12n−1。当 ≥2n–12≥\frac{2^n– 1}{2}≥22n–1​时，预测转移; 否则，预测不转移。

转移目标缓冲器（Branch-Target Buffers）：存储所预测的转移后的下条地址。

转移预测缓冲器和转移目标缓冲器的区别：

  • 转移预测缓冲器：在ID阶段被访问，ID末才知道转移目标地址。
  • 转移目标缓冲器：用IF阶段来取指令的地址访问缓冲器，命中就能知道预测地址。

image-20220615220254969

图中，命中但预测错误、未命中但预测正确都要更新缓冲器并且重新取指，需消耗2个周期。

利用多发射提高ILP

超标量处理器（superscalar processors）：

  • 每个周期发射不同数量的指令，指令间不能互相干扰、互斥
  • 可用编译器进行静态调度，或者采用Tomasulo进行动态调度

超长指令字处理器（VLIW processors）

  • 发射固定数量的指令，格式化成一个大指令（固定指令包），负担在编译器上而非硬件
  • 用调度器进行静态调度

第四章 存储器层次

简介

局部性原理（principle of locality）：程序在任意时刻都是访问地址空间的一小部分。

  • 时间局部性（temporal locality）
  • 空间局部性（spatial locality）

存储器层次理论基础是局部性原理。

存储器：

  • SRAM：静态RAM
  • DRAM：动态RAM，较SRAM便宜但慢
  • magnetic disk：磁盘

当命中率足够大，则访问时间接近最高层，大小接近最底层。

缓存基础

cache中寻找/储存数据的方法：

image-20220616180545926

此处的块位数其实就是块内偏移，由于机器是32位机，有4 Bytes，所以2位。

  • 直接映像：
    • 低位部分用于索引；
    • 剩余高位部分作为tag进行对比确认。

cache缺失问题解决：阻塞CPU，冻结所有寄存器中的内容；从存储器中取出数据放入cache；重新在导致缺失的地方进行执行。

对cache进行写操作时，可能遇见写缺失（write miss），仅需将数据写入cache并更新cache和数据。在写入cache时，可能需要将数据送回到内存：

  • 通写（write-through）：处理简单但效率不高，每次写cache都会导致数据写入主存。
    • 解决写入主存慢的问题，可以使用写缓冲器（write buffer），从而使其进行匹配。
  • 写回（write-back）：当发生替换时，被修改的块才写入主存。

若要利用局部性原理，则cache可以使用类似组相联的结构，但其区别是该cache中同一行的数据必须同时写入。

image-20220616194819971

image-20220616194440070

测量并提升Cache性能

  • 通过组相联、全相联。
  • 通过多级cache。

⚠️减小CPI和提高时钟频率是不一样的，减小CPI是减小的指令执行的周期数，提高时钟频率是降低一个周期的时间。

直接映像：一个块对应cache中一个位置；

全相联：一个块对应cache（只有一行）中一行中的任意位置；

组相联：一个块对应cache中某一行中的任意位置。
Cache大小=组数×相连性Cache大小=组数\times 相连性 Cache大小=组数×相连性
多级Cache中初级专注于命中时间，二级专注于命中率

虚拟存储器

虚拟存储器和Cache类似，只不过Cache中存储的是数据，但是虚拟存储器中存储的是部分物理地址。

虚拟页可能在外存中，导致会发生缺页。

页表采用全相联。

image-20220616212106220

页最开始存储在磁盘中，由OS决定所要的页存储在主存储器哪里。然后访问页时，页在内存中。

页表中页的替换使用的算法是最近最久未使用算法（LRU）。image-20220616215226785

页表还有对应的TLB（快表）。

TLB采用随机替换策略，全相联。

image-20220616222615569

不可能出现TLB命中，页表中缺失的情况。

image-20220616222906171

每个进程都有自己的虚拟空间。

降低缺失率的技术：

  • 采用大的块以利用空间局部性；
  • 采用页表，全相联；
  • LRU和访问位来选择要替换的页。

储存结构框架

LRU可以采用硬件（移位寄存器）实现，或近似实现，甚至随机替换。

虚拟存储器只有回写是现实的，因为从内存想磁盘写数据用时太长。

image-20220616230358748

3C模型：理解存储层次行为的直觉模型

  • 强制缺失（Compulsory misses）：第一次，从未进入cache；
    • 缓解方法：增加块尺寸，利用局部性原理，但可能对性能有影响。
  • 容量缺失（Capacity misses）：Cache容量（并非组内）不够容纳运行中的所有模块；
    • 缓解方法：增大Cache容量，但也增大访问时间。
  • 冲突缺失（Conflict misses）：多模块在一个组能竞争；
    • 缓解方法：增加相连性，朝着全相联的方向走，但会降低性能。

Published by

风君子

独自遨游何稽首 揭天掀地慰生平

发表回复

您的电子邮箱地址不会被公开。 必填项已用 * 标注