Архитектура IA-32


Примечание	от автора: работа является частичным переводом официального релиза Intel по архитектуре IA-32
	Загрузить архив:
	Файл: ref-20331.zip (156kb [zip], Скачиваний: 80) скачать

TOC o "1-3" h z u Введение. PAGEREF _Toc89452074 h 3

Технология SIMD.. PAGEREF _Toc89452075 h 4

Краткое обозрение технологий SIMD.. PAGEREF _Toc89452076 h 5

Технология MMX.. PAGEREF _Toc89452077 h 5

SSE.. PAGEREF _Toc89452078 h 5

SSE2. PAGEREF _Toc89452079 h 6

SSE3. PAGEREF _Toc89452080 h 6

Микроархитектура IntelNetBurst PAGEREF _Toc89452081 h 7

Цели, для которых была разработана Микроархитектура IntelNetBurst PAGEREF _Toc89452082 h 7

Обзор конвейера микроархитектуры IntelNetBurst PAGEREF _Toc89452083 h 7

Блок начальной загрузки. PAGEREF _Toc89452084 h 8

Беспорядочное ядро. PAGEREF _Toc89452085 h 9

Секция изъятий. PAGEREF _Toc89452086 h 9

Обзор блока начальной загрузки конвейера. PAGEREF _Toc89452087 h 11

Предвыборка. PAGEREF _Toc89452088 h 11

Декодер. PAGEREF _Toc89452089 h 11

Исполнительный кэш трасс. PAGEREF _Toc89452090 h 11

Предсказание ветвей. PAGEREF _Toc89452091 h 11

Обзор исполнительного ядра. PAGEREF _Toc89452092 h 13

Задержка инструкций и производительность. PAGEREF _Toc89452093 h 13

Исполнительные блоки и выводные порты.. PAGEREF _Toc89452094 h 13

Кэши. PAGEREF _Toc89452095 h 15

Предвыборка данных. PAGEREF _Toc89452096 h 16

Плюсы и минусы программной и аппаратной предвыборки. PAGEREF _Toc89452097 h 16

Загрузка и хранение. PAGEREF _Toc89452098 h 18

Управление хранением.. PAGEREF _Toc89452099 h 18

Технология Hyper-Threading. PAGEREF _Toc89452100 h 19

Ресурсы процессора и технология Hyper-Threading. PAGEREF _Toc89452101 h 20

Реплицированные ресурсы.. PAGEREF _Toc89452102 h 20

Разделенные ресурсы.. PAGEREF _Toc89452103 h 20

Разделяемые ресурсы.. PAGEREF _Toc89452104 h 20

Микроархитектура конвейера и технология НТ. PAGEREF _Toc89452105 h 21

Блок начальной загрузки конвейера. PAGEREF _Toc89452106 h 21

Исполнительное ядро. PAGEREF _Toc89452107 h 21

Извлечение. PAGEREF _Toc89452108 h 21

Список использованной литературы.. PAGEREF _Toc89452109 h 22

Введение

В этой работе проводиться обзор основных моментов необходимых для оптимизации программного обеспечения для текущего поколения процессоров основанных на технологии IA-32, таких как IntelPentium 4, IntelXeonи IntelPentiumM. Работа дает базу для понимания правильного подхода к кодированию для технологии IA-32.

Ключевые моменты, повышающие производительность процессоров текущего поколения на базе IA-32:

· SIMDподдерживающих технологию MMX, потоковые расширения инструкций SIMD(SSE), потоковые расширения инструкций SIMDвторой редакции (SSE2) и потоковые расширения инструкций SIMDтретьей редакции (SSE3)

· Hyper Threading

Процессоры IntelPentium 4 и IntelXeonпостроены на микроархитектуре NetBurst. Микроархитектура процессора IntelPentiumMосновывается на балансе производительности и низкого энергопотребления.

Технология SIMD

Один из путей к увеличению производительности процессора – это использование технологии вычислений основанной на том, что одна команда оперирует многими данными (single-instruction, multipledata (SIMD)).

Вычисления с помощью SIMD(рисунок 1) представлены в архитектуре IA-32 технологией MMX.Технология MMXпозволяет вычислениям SIMDпроизводиться над упакованными целыми числами в виде байтов, слов и двойных слов. Эти целые содержаться в наборе из восьми 64-битных регистрах называемых MMXрегистрами (рисунок 2).

В процессоре IntelPentiumIII технология SIMDбыла расширена с помощью потоковых расширений SIMD (SSE). SSE позволяет производить вычисления SIMD над операндами, содержащими четыре упакованных элемента с плавающей точкой одинарной точности. Эти операнды могут храниться как в памяти, так и в одном из 128-битных регистров называемых XMMрегистрами (рисунок 2). SSE также расширяет вычислительные способности SIMD, путем добавления дополнительных 64-битных MMX команд.

Рисунок 1 показывает типичную схему вычислений SIMD. Два блока по четыре упакованных элемента данных (X₁, X₂, X₃, X₄ и Y₁, Y₂, Y₃,Y₄), обрабатываемых параллельно с помощью одной операцией над каждой парой элементов данных (X₁ и Y₁, X₂ и Y₂, X₃ и Y₃ и X₄ и Y₄). Результаты четырех параллельных вычислений сортируются в набор из четырех элементов данных.

Рисунок 1. Схема вычислений SIMD

В процессорах Pentium 4 и IntelXeonмодель вычислений SIMDбыла далее расширена с помощью SSE2 и SSE3.

SSE2 работает с операндами, хранящимися в памяти или в XMM регистрах. Технология SSE2 расширяет вычисления SIMDдля работы с упакованными элементами данных с плавающей точкой двойной точности и 128-битными упакованными целыми числами. В SSE2 введены 144 дополнительные команды для работы с двумя элементами данных с плавающей точкой двойной точности или над упакованными целыми числами в виде шестнадцати байтов, восьми слов, четырех двойных слов и двух четверных слов.

SSE3 улучшает x87, SSE и SSE2 с помощью добавления тринадцати инструкций, позволяющих повысить производительность приложений в специфичных областях. Таких как: обработка видео, комплексная арифметика синхронизация потоков. SSE3 дополняет SSE и SSE2 с помощью команд ассиметричной обработки данных SIMD, команд позволяющих горизонтальные вычисления, а так же команд позволяющих избежать загрузки в кэш разделенных нитей.

Полный набор технологий SIMD (MMX, SSE, SSE2, SSE3) в технологии IA-32 дает возможность программисту разрабатывать алгоритмы, совмещающие операции над упакованными 64-битными и 128-битными целыми, и операндами с плавающей точкой одинарной и двойной точности.

Рисунок 2. Регистры SIMD

SIMDулучшает выполнение 3D графики, распознавание речи, обработки изображений, научных приложений и приложений удовлетворяющих следующим характеристикам:

Инструкции SIMDдля работы с числами с плавающей точкой полностью поддерживают стандарт IEEE754 «для бинарной арифметики чисел с плавающей точкой». Они доступны во всех режимах работы процессора.

Технологии SSE, SSE2 и MMX– это архитектурные дополнения архитектуры IA-32. SSE и SSE2 также включают инструкции кэширования и организации памяти, которые могут улучшить использование КЭШа и производительность приложений.

Краткое обозрение технологий SIMD

Технология MMX

Технология MMX основывается на:

· MMX-регистрах

· SIMDнад упакованными целыми в виде байтов, слов и двойных слов

Инструкции MMXполезны в мультимедийных и коммуникационных приложениях

SSE

SSE основывается на:

· XMM-регистрах

· SIMD

Инструкции SSEполезны при обработке трехмерной геометрии, 3D-рендеринга, распознавания речи, атакже для кодирования и декодирования видео.

SSE2

SSE2 добавляют следующее:

· SIMD над целыми в виде шестнадцати байт, восьми слов, четырех двойных слов или двух четверных слов.

· SIMDнад 64-битными целочисленными операндами

Инструкции SSE2 полезны для обработки 3Dграфики, кодирования и декодирования видео и шифрования.

SSE3

SSE3 добавляет следующее:

· SIMDоперации с плавающей точкой для ассиметричных и горизонтальных вычислений

· x87 FPU– инструкцию для конвертирования в целое независимо от FCW (floating-pointcontrolword)

Инструкции SSE3 могут применяться в научных, видео и многопоточных приложениях.

Микроархитектура IntelNetBurst

В этом разделе описываются основные моменты микроархитектуры IntelNetBurst. Он дает техническую базу необходимую для понимания оптимизационных рекомендаций и правил кодирования процессоров IntelPentium 4 и IntelXeon.

Микроархитектура IntelNetBurst она спроектирована для достижения высокой производительности при целочисленных вычислениях и вычислениях операндов с плавающей точкой на высоких частотах. Она основывается на следующих моментах:

· IntelNetBurst

Цели, для которых была разработана Микроархитектура IntelNetBurst

Цели, для которых была разработана Микроархитектура IntelNetBurst:

· IA-32 и приложений основанных на SIMDна высокопроизводительных системах

Преимущества микроархитектуры IntelNetBurst:

Обзор конвейера микроархитектуры IntelNetBurst

Конвейер микроархитектуры IntelNetBurstсостоит из:

Блок начальной загрузки поставляет инструкцию в программном порядке в беспорядочное ядро. Оно выбирает и декодирует инструкции IA-32. Декодированные инструкции переводятся в микрокоманды. Основная задача блока начальной загрузки состоит в доставлении непрекращающегося потока микрокоманд в исполнительное ядро в программном порядке.

Беспорядочное ядро жестко переупорядочивает микрокоманды, так что те микрокоманды, чьи входные данные готовы (и имеют доступные исполнительные ресурсы) могли бы быть выполнены как можно быстрее. Ядро может выдавать несколько микроопераций за цикл.

Секция изъятия убеждается, что результаты обработки произвелись в правильном порядке и что правильные архитектурные режимы обновлены.

Рисунок 3 отображает схему основных функциональных блоков конвейера микроархитектуры IntelNetBurst. Ниже перечисленные разделы проводят обзор каждого из блоков.

Рисунок 3. Микроархитектура Intel NetBurst

Блок начальной загрузки

Блок начальной загрузки микроархитектуры IntelNetBurst состоит из двух частей:

Он выполняет следующие функции:

· IA-32 предпочтительных для исполнения

Блок начальной загрузки разработан для избежания двух проблем являющихся источниками задержек:

Инструкции декодируются и выбираются «переводящим» движком. «Переводящий» движок затем преобразует декодированные инструкции в последовательности микрокоманд называемые трассами. Далее трассы помещаются в исполнительный кэш трасс.

Исполнительный кэш трасс сохраняет микрокоманды на пути исполнения потока программы, где результаты ветвлений в коде уже интегрированы в ту же нить КЭШа. Это увеличивает поток инструкций из КЭШа и позволяет использовать объем КЭШа более эффективно, так как нет необходимости хранить в нем инструкции, которые ответвились и никогда не будут обработаны.

Кэш трасс может доставлять до трех микрокоманд к ядру за такт. Исполнительных кэш трасс и «переводящий» движок имеют кооперированный механизм предсказания ветвей. Точки ветвлений предсказываются на основе их линейного адреса (используя логику предсказания ветвлений и выборок) так скоро, как это возможно. Точки ветвлений берутся из исполнительного КЭШа трасс, если они были кэшированы, или из иерархии памяти. Информация «переводящего» движка о ветвлении используется при формировании трасс по наилучшим маршрутам.

Беспорядочное ядро

Возможность ядра выполнять инструкции без порядка – ключевой фактор для поддержки параллелизма. Этот блок позволяет процессору переупорядочивать инструкции так, что если одна микрокоманда ожидает данные или необходимый ресурс, другая микрокоманда, появившаяся позже, в программе может быть выполнена. Это влечет за собой то, что когда часть конвейера вынужденно задерживается, эта задержка может быть перекрыта за счет других операций, выполняемых параллельно, или исполнением микрокоманд из очереди в буфере.

Ядро спроектировано так, чтобы организовать параллельное выполнение. Оно может отправлять до шести микрокоманд в порты вывода за цикл (рисунок 4). Заметим, что шесть микрокоманд превосходят мощность КЭШа трасс и блока изъятия. Большая мощность ядра сделана, чтобыне обращать внимание на нагрузки более трех микрокоманд и для достижения большей производительности выдачи с помощью гибкости при выдаче микрокоманд в различные исполнительные порты.

Большинство исполнительных блоков ядра могут начинать выполнение новой микрокоманды каждый цикл, так что несколько инструкций могут быть выполнены одновременно в каждом блоке конвейера. Некоторые из инструкций арифметико-логического устройства (ALU) могут выполняться дважды за цикл, множество из инструкций обработки данных с плавающей точкой обрабатываются за два цикла. Наконец, микрокоманды могут быть начаты выполняться вне программного порядка, как только их входные данные готовы и ресурсы доступны.

Секция изъятий

Секция изъятий получает результаты выполненных микрокоманд из исполнительного ядра и выстраивает ихв соответствии с оригинальным порядком в программе. Для семантически правильного исполнения, результаты инструкций IA-32 должны быть восстановлены в оригинальном порядке перед их извлечением.

Когда микрокоманда завершена и ее результаты записаны по назначению, она извлекается. За цикл могут быть извлечены три микрокоманды. Переупорядочивающий буфер (ROB) – это блок в процессоре который буферизирует завершенные микрокоманды, обновляет их архитектурный вид и производит упорядочивание в исключительных ситуациях.

Секция изъятия так же наблюдает за ветвлениями и отсылает обновленную информацию о точках ветвления в буфер точек ветвлений (BTB). Это позволяет обновлять историю ветвлений. Рисунок 3 отображает пути часто го исполнения внутри микроархитектуры IntelNetBurst, такие как исполнительные циклы, взаимодействующие с иерархией уровней КЭШа и системной шиной.

Следующие разделы дают более детальное описание операций блока начальной загрузки и исполнительного ядра.

Обзор блока начальной загрузки конвейера

Следующая информация о работе блока начальной загрузки будет полезна для обеспечения программного обеспечения возможностями предвыборки, предсказания ветвлений и операциями для исполнительного КЭШа трасс.

Предвыборка

Микроархитектура IntelNetBurst использует следующие механизмы предвыборки:

Аппаратный выборщик инструкций читает инструкции по пути, предсказанному в буфере точек ветвления (BTB), в потоковые буферы инструкций. Данные считываются в 32-байтные блоки, начиная с адреса точки. Второй и третий механизм будут рассмотрены позднее.

Декодер

Блок начальной загрузки микроархитектуры IntelNetBurst имеет один декодер, который декодирует инструкции с максимальной частотой в одну инструкцию за такт. Некоторые сложные инструкции должны поддерживаться с помощью ROM-микрокода. Операции декодера связанны с КЭШем трасс.

Исполнительный кэш трасс

Исполнительный кэш трасс (TC) – это основной кэш инструкций в микроархитектуре IntelNetBurst. Кэш трасс хранит декодированные инструкции (микрокоманды) IA-32.

В реализации процессоров IntelPentium 4 и IntelXeon, кэш трасс может хранить до 12 тысяч микрокоманд и выдавать до трех микрокоманд за цикл. Кэш трасс не хранит все микрокоманды необходимые для обработки в исполнительном ядре. В некоторых ситуациях, исполнительному ядру необходимо выполнить поток микрокода, вместо трасс микрокоманд, хранящихся в КЭШе трасс.

Процессоры IntelPentium 4 и IntelXeonоптимизированы для выполнения часто-используемых IA-32 инструкций, в то время как только некоторые инструкции вовлекают в процесс декодирования ROM-микрокода.

Предсказание ветвей

Предсказание ветвей очень важно для производительности процессоров с большим конвейером. Это позволяет процессору начать работу задолго до того как будет дотошно известен результат ветвления. Задержка при ветвлении – это расплата за неправильное предсказание ветвление. Для процессоров IntelPentium 4 и IntelXeon задержка при правильном предсказании может быть нулевой. Задержка же при неправильном предсказании может быть множество циклов, обычно она равна глубине конвейера.

Предсказание ветвей в микроархитектуре IntelNetBurst затрагивает все ближние ветвления (условные вызовы, безусловные вызовы, возвраты и тупиковые ветви). Но не затрагивает дальние переходы (дальние вызовы, неопределенные возвраты, программные прерывания).

Механизмы внедренные для более точного предсказания ветвей и затрат на их обработку:

· BTB)

Статический предсказатель. Как только инструкция ветвления декодирована, направление ветви (вперед или назад) становиться известным. Если BTB нет упоминаний об этом ветвлении, статический предсказатель делает предсказание, основываясь на направлении ветви. Механизм статических предсказаний предсказывает задние условные цели (например, с отрицательным перемещением, такие как ветви оканчивающиеся циклом) как основные. Вперед направленные ветви предсказываются как не основные.

Для использования преимуществ передних-не-основных и задних-основных статических предсказаний, код должен быть упорядочен так, чтобы нежелательные цели находились в передних ветвях.

Буфер точек ветвлений. Если доступна история ветвлений, процессор может предсказать итог ветвления даже раньше, чем инструкция ветвления будет декодирована. Процессор использует таблицу историй ветвлений и BTBдля предсказания направления ветвлений, основываясь на линейном адресе инструкции. Как только ветвь изъята, BTBобновляет адреса точек.

Стек возврата. Возвраты происходят всегда. Но с тех пор как процедура может быть вызвана из нескольких мест, технология предсказания одной точки не удовлетворяет потребностям. Процессоры IntelPentium 4 и IntelXeonстек возвратов, который может предсказывать адрес возврата, для нескольких мест вызова процедуры. Это увеличивает выгоду от использования развернутых циклов содержащих вызовы функции. Это так же ослабляет необходимость использования ближних процедур, так как уменьшена расплата за возврат из дальних процедур.

Даже если направление и адрес ветвления правильно предсказаны, взятая ветвь может снизить параллелизм в обычных процессорах. Предсказатель ветвлений позволяет ветви и ее цели сосуществовать в одной нити КЭШа трасс, максимизируя доставку инструкций из блока начальной загрузки.

Обзор исполнительного ядра

Исполнительное ядро разработано для оптимизации общей производительности путем более эффективного управления исполнением простых ситуаций. Аппаратное обеспечение спроектировано для выполнения частых операций в простых случаях как можно быстрее, за счет нечасто исполняемых операций. Некоторые части ядра могут предполагать, что текущее состояние сохраняется для возможности быстрого исполнения похожих операций. Если бы этого не было, машина бы стопорилась. Примером такой конструкции может служить управление хранением-для-загрузки (store-to-load). Если загрузка предсказана зависимой от хранения, она получает данные из этого хранилища и предварительно выполняется. Если же загрузка не зависит от хранения, загрузка задерживается до получения реальных данных из памяти, затем она выполняется.

Задержка инструкций и производительность

Суперскалярное исполнительное ядро содержит аппаратные ресурсы, которые могут выполнять множество микроопераций параллельно. Возможности ядра при использовании доступного параллелизма исполнительных блоков могут быть улучшены поддержкой программным обеспечением следующих возможностей:

· IA-32 инструкций так, чтобы они были декодированы меньше чем в четыре микрокоманды и/или имели меньшие задержки

· IA-32 инструкций для сохранения доступного параллелизма с помощью минимизирования цепочек длинной зависимости и перекрытия задержек длинных инструкций

Этот раздел рассматривает распределение портов, задержки выработки результатов и задержек вывода (так же относящиеся к производительности). Эти концепции формируют основу для помощи программному обеспечению в упорядочивании инструкций для увеличения параллельно выполняемых микрокоманд. Порядок команд поставляемых в ядро процессора далее поступает в ведение ресурсов машинного диспетчера.

Исполнительное ядро – это блок, реагирующий на постоянно изменяющуюся ситуацию в машине, реорганизуя микрокоманды для более быстрой обработки или откладывая их из-за занятости или ограниченности ресурсов. Переупорядочивающие инструкции в программном обеспечении позволяют более эффективно использовать аппаратные средства. Некоторые блоки не имеют конвейеров (имеется в виду, что микрокоманды не могут быть размещены в последовательных циклах и их производительность меньше одной микрокоманды за цикл). Количество микрокоманд ассоциированных с каждой инструкцией позволяет выбирать инструкции для генерации. Все микрооперации, вырабатываемые ROM-микрокода, вызывают экстренную нагрузку.

Исполнительные блоки и выводные порты

На каждом цикле ядро может посылать микрокоманды в один или несколько из четырех портов вывода. На микроархитектурном уровне операции хранения делятся на две группы:

Четыре порта, через которые микрокоманды выводятся в исполнительные блоки и служащие для операций загрузки и хранения показаны на рисунке 4. Некоторые порты могут выводить до двух микрокоманд за такт. Они обозначены как исполнительные блоки двойной скорости.

Порт 0. В первой половине цикла, нулевой порт может вывести либо одну сдвиговую микрокоманду с плавающей точкой (сдвиг стека для плавающей точки, обмен между операндами с плавающей точкой или сохранение данных с плавающей точкой), либо одну из микрокоманд арифметико-логического устройства (арифметические, логические, ветвление или сохранение данных). Во второй половине цикла порт может вывести схожую микрокоманду АЛУ.

Порт 1. В первой части цикли первый порт может вывести либо одну из исполнительных операций с плавающей точкой (все исключительные сдвиговые операции с плавающей точкой, все операции SIMD), либо одну арифметическую АЛУ микрокоманду. Во второй части цикла порт может вывести одну схожую микрокоманду АЛУ.

Порт 2. Этот порт обеспечивает вывод одной загрузочной операции за цикл.

Порт 3. Этот порт обеспечивает вывод одной операции сохранения адреса за цикл.

Общая выводная мощность может варьироваться от нуля до шести микрокоманд за цикл. Каждый конвейер состоит из нескольких исполнительных блоков. Микрокоманда помещается в блок конвейера, отвечающий правильному типу операций. Например, целочисленный АЛУ и блок исполнения операций с плавающей точкой (сумматор, множитель или делитель) могут разделять один конвейер.

Рисунок 4. Исполнительные блоки и порты беспорядочного ядра

Кэши

Микроархитектура IntelNetBurst поддерживает до трех уровней встроенного КЭШа. По крайней мере, два уровня КЭШа встроены в процессоры, основанные на микроархитектуре IntelNetBurst. Процессоры IntelXeonMPмогут содержать кэш третьего уровня.

Кэш первого уровня (ближайший к исполнительному ядру) состоит из раздельных КЭШей инструкций и данных. Они включают кэш данных первого уровня и кэш трасс (улучшенный кэш инструкций первого уровня). Все остальные кэши делятся между инструкциями и данными.

Уровни в иерархии КЭШа не взаимовключающие. Факт того, что нить находиться на уровне Nне означает, что она так же находиться на уровне N+1. Все кэши используют алгоритм замен псевдо-НЧИ (наименее часто используемые).

Таблица 1 приводит сравнительные параметры КЭШей всех уровней процессоров Pentium 4 и Xeon.

Таблица 1. Параметры кэша процессоров Pentium 4 и IntelXeon

На процессорах без КЭШа третьего уровня, промах КЭШа второго уровня инициирует транзакцию через интерфейс системной шины в подсистему памяти. На процессорах с тремя уровнями КЭШа, промах КЭШа третьего уровня инициирует транзакцию через системную шину. Транзакция записи через шину записывает 64 байта в кэшируемую память, или раздельные восьми байтные контейнеры, если место назначения не кэшируется. Транзакция чтения через шину из кэшируемой памяти извлекает две нити данных КЭШа.

Интерфейс системной шины поддерживает работу с масштабируемой частотой шины и достигает эффективной скорости в четыре раза превышающей скорость шины. Маршрут от входа в шину и обратно занимает двенадцать процессорных циклов, и от шести до двенадцати циклов для доступа к памяти, если шина не перегружена. Каждый цикл шины соответствует нескольким циклам процессора. Отношение тактовой частоты процессора к масштабируемой тактовой частоте системной шины, если один цикл шины. Например, один цикл шины с частотой 100 МГц эквивалентен пятнадцати циклом процессора в 1,5 ГГц процессоре.

Предвыборка данных

Процессоры IntelXeonи Pentium 4 имеют два механизма предвыборки данных: программно управляемая предвыборка и автоматическая аппаратная предвыборка.

Программно управляемая предвыборка включается с помощью четырех инструкций предвыборки (PREFETCHh) представленных в SSE. Программно управляемая предвыборка не обязательна для предвыборки кодов. Ее использование может привести к большим проблемам в многопроцессорных системах,если код разделен между процессорами.

Программно управляемая предвыборка данных может принести выгоду в следующих ситуациях:

Инструкции предвыборки SSE имеют различные характеры поведения в зависимости от уровня кэша и реализации процессора. Например, в процессоре может быть реализована постоянная предвыборка, путем возврата данных в уровень кэша, ближайший к ядру процессора. Такой метод приводит к следующему:

Ситуации, в которых не желательно использовать программно управляемую предвыборку:

Программные предвыборки потребляют ресурсы в процессоре, и использование слишком многих предвыборок может ограничить их эффективность. Примеры таких предвыборок включают предвыборку данных в цикле для не зависимости от информации находящейся вне цикла и предвыборку в основных блоках, которые часто исполняются, но которые редко используют ее не зависимо от целей предвыборки.

Автоматическая аппаратная предвыборка – механизм, реализованный в процессорах IntelXeonи IntelPentium 4. Она заносит нити кэша в унифицированный кэш второго уровня, основанный на ранних независимых моделях.

Плюсы и минусы программной и аппаратной предвыборки

Программная предвыборка имеет следующие характеристики:

Аппаратная предвыборка имеет следующие характеристики:

Аппаратный предвыборщик может обрабатывать множество потоков, как в прямом, так и в обратном направлении. Начальная задержка и «выборка-на-перед» имеет больший эффект на коротких массивах, когда аппаратная предвыборка генерирует запрос на данные уже в конце обработки массива (вообще-то в этих случаях она даже не начинается). Аппаратная задержка уменьшается при обработке более длинных массивов.

Загрузка и хранение

В процессорах IntelXeonи Pentium 4 реализованы следующие механизмы увеличения скорости обработки операций с памятью:

производительность может быть увеличена не с помощью ширины канала вывода памяти, а буферизацией ресурсов предоставляемых процессором. По одной операции загрузки и хранения может быть выдано из станции резервирования портов памяти за цикл. Для того, чтобы быть помещенной в станцию хранения, для каждой операции с памятью должен быть доступен буферизированный вход. Имеются 48 загрузочных и 24 хранящих буфера. Эти буфера содержат микрокоманды и адресную информацию до тех пор, пока операция не выполнена, извлечена и перемещена.

Процессоры IntelPentium 4 и IntelXeon спроектированы для исполнения операций памяти в беспорядочном режиме относительно других инструкций и относительно друг друга. Загрузки могут выполняться спекулятивно, то есть до того как найдены результаты всех ветвлений. Несмотря на это, спекулятивные загрузки не могут вызвать ошибку страницы.

Реорганизация загрузок относительно друг друга может предотвратить не верную загрузку из более поздних (предсказанных). Реорганизация загрузок относительно других загрузок и хранилищ по различным адресам позволяет больше параллелизма, что в свою очередь позволяет машине выполнять операции, как только готовы их входные данные. Запись в память всегда выполняется спекулятивно в оригинальном порядке для исключения ошибок.

Промах кэша для загрузки не предотвращает другие загрузки от выдачи и завершения. Процессоры IntelXeonи поддерживают до 4 (8 для IntelXeon и Pentium4 с сигнатурой CPUID относящихся к семейству 15, модели 3) исключительных промаха загрузки, произведенных, как кэшем в кристалле, так и памятью.

Хранящие буфера улучшают производительность, позволяя процессору продолжать выполнение инструкций, не задерживаясь пока запись в кэш или память будет завершена. Запись обычно не производиться на практических путях зависимых цепочек, так что обычно лучше отложить запись для более эффективного использования памяти.

Управление хранением

Загрузка может быть сдвинута относительно хранения, если не предсказано загружать по тому же линейному адресу, что и хранение. Если они действительно производят чтение по тому же линейному адресу, они должны дождаться пока сохраненные данные не станут доступными. Несмотря на это, им не требуется ждать, пока хранилище сделает запись в иерархию памяти и закончит работу. Данные из хранилища могут быть направлены напрямую, если выполняются следующие условия:

· Очередность: данные, направляемые в загрузку, сгенерированы программно ранее выполненным хранением

· Размерность: загружаемые байты должны бать подмножеством (включая правильное подмножество, что одно и то же) байтов хранилища

· Выравнивание: хранилище не может вращаться внутри границ нити кэша, и линейный адрес загрузки должен быть идентичен адресу хранилища

Технология Hyper-Threading

Технология Intel Hyper-Threading (HT) поддерживаетсяспецифичнымичленамисемейств Intel Xeon (Nocona) и Intel Pentium (Prescott). Технология позволяет приложениям пользоваться преимуществами параллелизма, представляемыми на уровне заданий или потоков несколькими логическими процессорами внутри одного физического. В своей первой реализации в процессоре IntelXeon, НТ представляла один физический процессор как два логических. Эти два логических процессора имеют полный набор архитектурных регистров, разделяя ресурсы одного физического процессора. Имея архитектуру двух процессоров, НТ встроенная в процессор выглядит как два процессора для приложений, операционных систем и программного кода.

При помощи распределения ресурсов, при пиковых запросах, между двумя логическими процессорами, НТ хорошо подходит для многопроцессорных систем, производя дополнительное увеличение мощности по сравнению с обычными многопроцессорными системами.

Рисунок 6 показывает типичную шинно-основанную симметричную многопроцессорную систему (SMP), основанную на процессорах поддерживающих технологию НТ. Каждый логический процессор может выполнять программный поток, позволяя двум потокам выполняться одновременно в одном физическом процессоре.

В технологии НТ физические ресурсы делятся, а архитектурная модель дублируется для каждого логического процессора. Это минимизирует потери от мертвых зон, при достижении целей много потоковых приложений или многозадачных платформ.

Рисунок 5. Технология Hyper-Threadingна SMP

Производительный потенциал НТ основывается:

Ресурсы процессора и технология Hyper-Threading

Большинство микроархитектурных ресурсов физического процессора делятся между логическими процессорами. Только некоторые небольшие структуры данных дублируются для каждого логического процессора. В этом разделе описывается, как ресурсы разделяются, делятся или реплицируются.

Реплицированные ресурсы

Архитектурная модель дублируются для каждого логического процессора. Архитектурная модель состоит из регистров используемых операционной системой и программного кода контролирующего взаимодействие программ и хранение данных для вычислений. Эта модель включает восемь регистров специального назначения, контролирующие регистры, регистры отладки и т.д. За исключением MTRRs – регистров (memorytyperangeregisters) и ресурсов мониторинга за производительностью

Остальные ресурсы, такие как указатели инструкций, таблицы переименований регистров, реплицируются для одновременного слежения за выполнением и изменениями в логических процессорах. Предсказатель стека возвратов реплицируется для улучшения предсказания ветвлений инструкций возврата.

В дополнение реплицируются несколько буферов (например, двух входные буферы потоковых инструкций), для снижения нагрузки.

Разделенные ресурсы

Несколько буферов делятся пополам между процессорами. Они относятся к разделенным ресурсам. Причины этого деления:

Промах кэша, неверное предсказание ветвления или зависимости инструкций могут помешать логическому процессору работать на полной мощности в течение некоторого числа циклов. Разделение предотвращает зависший логический процессор от блокирования.

Главное, буфера инструкций очередей для главного конвейера делятся между процессорами. Эти буфера включают очереди микрокоманд после исполнительного кэша трасс, очереди после стадии переименования регистра, разупорядочивающий буфер, который хранит очередь инструкций для изъятия и загрузочные и хранящие буфера.

В случае буферов загрузки и хранения, деление так же производиться в легком варианте, для получения реорганизации памяти для каждого логического процессора и для определения ошибок организации памяти.

Разделяемые ресурсы

Большинство ресурсов в физическом процессоре полностью разделяются для улучшения динамического использования ресурсов, включая кэши и все исполнительные блоки. Некоторые разделяемые ресурсы, адресованные линейно, например DTLB, включают бит идентификации логического процессора, для определения какому логическому процессору принадлежит информацию.

Микроархитектура конвейера и технология НТ

В этой части описывается микроархитектура НТ, и как инструкции из двух логических процессоров распределяются между блоком начальной и конечной загрузки конвейера.

Так как инструкции, передаваемые из двух программ или процессов, выполняются одновременно, нет необходимости в жестком программном порядке в исполнительном ядре и иерархии памяти, блоки начальной и конечной загрузки содержат несколько выборных точек для выбора между инструкциями из двух логических процессоров. Все выборные точки работают между двумя логическими процессорами, за исключением случаев, когда один из логических процессоров не может использовать текущее состояние конвейера. В этом случае другой логический процессор использует каждый цикл конвейер в полном объеме. Причины, по которым один из логических процессоров не может использовать конвейер – это промахи загрузки кэша, не верное предсказание ветвлений и зависимость инструкций.

Блок начальной загрузки конвейера

Исполнительный кэш трасс разделяется между двумя логическими процессорами. Доступ к исполнительному кэшу трасс произвольно делиться между двумя логическими процессорами каждый такт. Если нить кэша выбрана для одного логического процессора в одном цикле, в следующем цикле нить будет выбрана для другого логического процессора. Таким образом, оба логических процессора запрашивают доступ к кэшу трасс.

Если один логический процессор зависает или не может использовать исполнительный кэш трасс, другой будет использовать кэш трасс на всю мощность до тех пор, пока инструкция инициации логического процессора не выдаст ему команду возврата из кэша второго уровня.

После выборки инструкций и построения трасс микрокоманд, они ставятся в очередь. Эта очередь разделяет кэш трасс, начиная с блока переименования регистров конвейера. Как было описано выше, если оба логических процессора активны, очередь делиться, так что оба процессора могут обрабатывать информацию независимо.

Исполнительное ядро

Ядро может выдавать до шести микрокоманд за цикл, готовых к исполнению. Как только микрокоманда помещена в очередь, ожидая выполнения, нет разницы между тем из какого процессора пришла эта инструкция. Исполнительному ядру и иерархии памяти так же безразлично, к какому процессору принадлежат инструкции.

После исполнения, инструкции помещаются в переупорядочивающий буфер. Переупорядочивающий буферразделяет исполнительную стадию от стадии извлечения. Переупорядочивающий буфер делиться так, что каждый логический процессор использует половину входов.

Извлечение

Логика извлечений следит, когда инструкции из двух логических процессоров готовы к извлечению. Она извлекает инструкции в программном порядке для каждого логического процессора по очереди. Если один из логических процессоров не готов к извлечению любой инструкции, все изъятые инструкции направляются в другой процессор.

Как только информация извлечена из хранилища, процессору необходимо записать хранимые данные в кэш данных первого уровня. Выборочная логика чередуется между двумя логическими процессорами для передачи хранимых данных в кэш.

Список использованной литературы

1.IA-32 Intel® Architecture Optimization Reference Manual