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title: Rechnerarchitekturen 2
date: Wintersemester 20/21
author: Robert Jeutter
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# Einführung
> Rechnerarchitektur = Programmierschnittstelle + Interner Aufbau\\
> Einheit von Struktur und Funktion

- Programmierschnittstelle
    - Schnittstelle zwischen Rechner und Benutzer bzw. der Hardware und der untersten Softwareschicht
    - Befehlssatzarchitektur (Instruction Set Architecture)
- Interner Aufbau
    - Hardware-Aufbau von Komponenten, die die Rechnerarchitektur realisieren
    - Speichereinheiten, Recheneinheiten, Verbindungssysteme,

Abstraktionsebenen eines Rechnersystems
| Anwendungsprogramm | Java, C,... |
| Assemblerprogramm | Betriebssystem-Ebene |
| Maschinenprogramm | Betriebssystem-Ebene |
| Register Transfer Verhaltensebene | Reg[2]:=Reg[3] |
| Register Transfer Strukturebene | Addierer, Multiplexer, Register |
| Gatterebene | $f=a\vee bc$ |
| Transistorebene |  |

Grundarchitekturen:
- Harvard (Zugriff direkt durch Prozessor)
- Princton/von-Neumann (Zugriff über Systembus)

| Speicher | Daten und Instruktionen speichern |
| Steuerwerk | beinhaltet Programmzähler um Ausführung zu steuern |
| Rechenwerk | auch ALU (Arithmetic and Logic Unit) um Berechnung durchzuführen
Üblicherweise besitzt eine Recheneinheit (CPU) Daten- oder Rechenregister (Registermaschine). Berechnungen werden ausschließlich mit den Registern vorgenommen.
- Daten aus Hauptspeicher in Register laden
- Berechnungsaufgaben durchführen
- Ergebnisse in Hauptspeicher ablegen

Klassifikation von Befehlssatzarchitekturen
- 0-Operand (Stack): Add
- 1-Operand (Akkumulator): Add R1
- 2-Operand: Add R1, R3
- 3-Operand: Add R1, R2, R3


# Prozessorarchitektur
Programmiermodelle, Instruction Set Architectures (ISAs): 
Klassifikation von Befehlssätzen nach der Gestaltung/Ausprägung der vorhandenen Maschinenbefehle

| CISC | RISC | MIPS |
| -- | -- | -- |
| Complex Instruction Set Computing | Reduced Instruction Set Computing | Microprocessor without interlocked pipeline stages |
| Einfache und komplexe Befehle | Nur einfache Befehle | |
| Heterogener Befehlssatz | Orthogonaler Befehlssatz | |
| Verschiedene Taktzahl pro Befehl | Meist 1 Takt pro Befehl | |
| Viele Befehlscode-Formate mit unterschiedlicher Länge | Wenige Befehlscode-Formate mit einheitlicher Länge | |
| Mikroprogrammwerk | Direktverdrahtung | |
| Vermischung von Verarbeitungs- und Speicherbefehlen | Trennung von Verarbeitungs- und Speicherbefehlen | |
| schwierig, unter CPI = 2 zu kommen | CPI möglichst nicht über 1 | |

> Unter dem CPI (cycles per instruction) -Wert einer Menge von Maschinenbefehlen versteht man die mittlere Anszahl der Taktzyklen pro Maschinenbefehl


## Einzelzyklusmaschine
- Programmzähler (32 bit, PZ, engl. Program Counter, PC)
  - Speichert und liefert die aktuelle auszuführende Instruktionsadresse
  - an den Instruktionsspeicher (b) und das Addierwerk (a)
  - übernimmt die Adresse der Folgeinstruktion (c)
- Addierwerk
  - Fortlaufende Addition mit 4, da 4-Byte Instruktionen
  - Der neue Wert für PZ wird im Register gespeichert (c)
  - Die hintersten 2 Bit im PZ sind immer Null
- Instruktionsspeicher
  - Liefert die auszuführende Maschineninstruktion
- Instruktionswort (32 bit)
  - Gelesener Wert erscheint am Ausgang des Speichers
  - Instruktionsformat bestimmt den weiteren Ablauf
- Master-Slave Flip-Flops
  - Master übernimmt Wert bei steigender Taktflanke
  - Slave übernimmt Wert bei fallender Taktflanke
  - Instruktionszyklus beginnt bei fallender Taktflanke
- Ansteuerung des Registersatzes
  - Register immer auslesen (kein Takt) und Transport zur ALU
  - Schreiben des Zielregisters Register[rd] am Ende der Taktperiode
  - Zeit für Speicherzugriff und für die primäre ALU muss eingeplant werden
  - Ausgabe des Instruktionsspeichers wird über die ganze Dauer gehalten
- Vorzeichenerweiterung des Direktoperanden von 16 auf 32 Bit
  - Erleichtert die Unterbringung kleiner Konstanten im Befehlswort
  - Vom Steuerwerk aus abschaltbar für „unsigned“ Befehle

### Ausführungsphase
- ALU-Registeroperationen
  - Operanden im Register oder als
- Direktoperand
  - Üblicher Satz an ALU-Operationen
  - Register $0 liefert Wert 0
- Adressierung von Variablen im Speicher
  - Adressrechnung in der primären ALU
  - Basisregister plus Direktoperand
  - Registerinhalt lesen/schreiben
- Load/Store-Architektur
  - Speicheroperationen können keine Arithmetik
  - also z.B. kein inc 0xaff0($7),0x0004
  - ALU schon zur Adressberechnung benötigt
- Separater Addierer zur Sprungzielberechnung
  - Prüfschaltung auf Gleichheit zweier Register in der primären ALU („eql“) 
  - Bedingte Sprünge mit einem 16-bit Direktoperanden (beq $7,$8,loop)
  - Maximal möglicher Offset von ±17 Bit nach einer 2-bit Verschiebung
  - Unbedingte Sprünge mit 28-bit Adresse später

### Speicherzugriff
- Getrennte Speicher für Code & Daten
  - Aktuelle Instruktion wird bis zum Ende des Gesamtzyklus gehalten
  - Kein zweiter Zugriff im gleichen Taktzyklus möglich 
- Quellregister speichern, falls Store
  - Speichersteuerung durch besonderes Schreibsignal
- Zielregister laden
  - Falls Ladebefehl aus dem Speicher
  - Falls Rücksprungadresse (PC-magic)
  - Falls Resultat aus ALU
- ALU-Resultat nutzen
  - Für „Register Write-Back“
  - Als Datenspeicheradresse
  - Nicht direkt speichern, wg. Load/Store-Architektur!

### Register zurückschreiben
- Nummer des Zielregisters (Zielregisterselektor)
  - Stammt aus IR[15-11] oder IR[20-16], 5-bit Bereich für Werte 0-31
- Steuersignal
  - Zielregister zum Ende des Instruktionszyklus schreiben
  - Schreibsignal an Registersatz, falls nötig
- Pseudorelative Sprünge (jump xLabel)
  - Kein separater Addierer erforderlich, nur ein zusätzlicher MUX-Eingang
  - Oberste 4 Bits unverändert, untere 28 Bits werden ersetzt (4, 26, 2)
  - Jump-and-Link (jal) sichert alten Programmzähler in $31 (Subroutine)

### erforderliche Steuerleitung
- Für Speicher
  - 2-bit Steuersignal: 0/8/16/32 Bit zum Datenspeicher schreiben
  - Instruktionsspeicher liest immer
- Für Registersatz
  - 2-bit Steuersignal: 0/8/16/32 Bit zum Registerfile schreiben
- Für 4 Multiplexer
  - 2-bit Steuersignal: Auswahl des Zielregisters (1 aus 3)
  - 2-bit Steuersignal: Datenquelle für Zielregister
  - 2-bit Steuersignal: Sprungziel wählen
  - 1-bit Steuersignal: Direkt- oder Registeroperand für ALU
- Für Arithmetik
  - 1-bit Steuersignal: Vorzeichenerweiterung ja/nein
  - 6-bit Steuersignal: ALU-Operation

Einzyklusmaschine ist unwirtschaftlich
- Komponenten arbeiten jeweils nur einen kleinen Teil der Gesamtzeit
- Zeitverlust bei potentiell kurzen Instruktionen

## Mehrzyklen CPU
- Gesamtzyklus der bisherigen MIPS
  - Dauer des Instruktionszyklus ist die Summe der Einzelverzögerungen
  - Unteraktivitäten müssen abwarten, bis die Parameter sicher vorliegen
  - Anderenfalls können sich „spurious writes“ ergeben
  - z.B. in Registersatz oder in den Speicher
- Mehrzyklen-CPU als Überleitung zum Fließbandprinzip
  - Aufteilung der Befehlsausführung auf mehrere gleich lange Taktzyklen
  - Einfügen von Registern für in den Stufen entstandene Zwischenresultate
  - Noch immer nur eine Instruktion zu einem Zeitpunkt in Ausführung
  - CPU-Zustand bezieht sich auf eine einzelne aktuelle Instruktion
- Pipelined CPU – mit Fließbandprinzip
  - In jedem Taktzyklus beginnt eine neue Maschineninstruktion
  - Mehrere Instruktionen gleichzeitig in Ausführung
  - Aber unterschiedlicher Fertigstellungsgrad
  - Bessere Auslastung der Hardware
  - Höherer Durchsatz
- Große Pipeline-Tiefe:
  - Zusätzliche Ressourcen, höherer Energieaufwand (Taktfrequenz!)
  - Längere Instruktionssequenzen für gleichen oder besseren Speedup (→ Registeroverhead!)
  - Bei unterschiedlichen Stufenverzögerungen bestimmt die langsamste Stufe die Taktfrequenz
- Lange Instruktionssequenzen:
  - Meist wegen Daten- und Kontrollabhängigkeiten nicht machbar
  - Hohe Latenz – Füllen und Leeren der Pipeline!
- Warum geht die Anzahl der Pipeline-Stufen zurück?
  - hoher Energieverbrauch
  - hohe Leistungseinbußen durch Kontroll- und Datenabhängigkeiten (Füllen/Leeren der Pipeline)
  - mehr Parallelität in den einzelnen Pipeline-Stufen → superskalare Prozessoren
  - mehr Prozessorkerne mit geringerer Leistungsaufnahme pro Kern
- Fließband-Architektur (engl. pipeline architecture): Bearbeitung mehrerer Befehle gleichzeitig, analog zu Fertigungsfließbändern.

Aufgaben der einzelnen Phasen
- Befehlsholphase
  - Lesen des aktuellen Befehls; separater Speicher, zur Vermeidung von Konflikten mit Datenzugriffen
- Dekodier- und Register-Lese-Phase
  - Lesen der Register möglich wegen fester Plätze für Nr. im Befehlswort
- Ausführungs- und Adressberechnungsphase
  - Berechnung arithmetischer Funktion bzw. Adresse für Speicherzugriff
- Speicherzugriffsphase
  - Wird nur bei Lade- und Speicherbefehlen benötigt
- Abspeicherungsphase
  - Speichern in Register, bei Speicherbefehlen nicht benötigt

Pipeline-Hazards
> Structural Hazards (deutsch: strukturelle Abhängigkeiten oder Gefährdungen): Verschiedene Fließbandstufen müssen auf dieselbe Hardware-Komponente zugreifen, weil diese nur sehr aufwändig oder überhaupt nicht zu duplizieren ist.

> Definition: Ein Befehl i heißt von einem nachfolgenden Befehl j antidatenabhängig, falls j eine Speicherzelle beschreibt, die von i noch gelesen werden müsste.

> Definition: Zwei Befehle i und j heißen voneinander Ausgabeabhängig, falls i und j die selbe Speicherzelle beschreiben.

- Gleichheit der Register wird schon in der instruction decode-Stufe geprüft
- Sprungziel wird in separatem Adressaddierer ebenfalls bereits in der instruction decode-Stufe berechnet
- Sofern weiterhin noch Verzögerungen auftreten:
  - nächsten Befehl einfach ausführen (delayed branch)
  - oder weiterhin NOOP(s) einfügen (stall)

### Pipelining – Zusammenfassung
- Die Fließbandverarbeitung (engl. pipelining) ermöglicht es, in jedem Takt die Bearbeitung eines Befehls abzuschließen, selbst wenn die Bearbeitung eines Befehls ≥ 1 Takte dauert
- Mehrere Pipelines -> pro Takt können mehrere Befehle beendet
werden
- 3 Typen von Gefährdungen des Fließbandbetriebs:
  - resource hazards
  - control hazards
  - data hazards (RAW, WAR, WAW)
- Gegenmaßnahmen
  - pipeline stall
  - branch prediction
  - forwarding / bypassing
  - delayed branches
  - out-of-order execution
  - dynamic sched

## Sprungvorhersage
Je mehr die Parallelität ausgenützt werden soll, desto mehr sind Kontrollkonflikte der limitierender Faktor!

Dynamische Sprungvorhersage
- Zur Laufzeit durch Prozessor-Hardware
- Vorhersage, ob ein bedingter Sprung genommen wird oder nicht
- Abhängig von der Vorhersage: Füllen der Prozessor-Pipeline mit Befehlen ab der vorhergesagten Programm-Stelle
- Reduktion der branch penalty, falls vorhergesagtes Programm-Verhalten mit tatsächlichem übereinstimmt

### Einfache lokale Prädiktoren
- Liefern Vorhersage, ob bedingter Sprung genommen wird oder nicht
- Prädiktion allein anhand der Historie des betrachteten, aktuellen Sprungs
- Historie eines Sprungs wird mit 1, 2 oder n Bits gepuffert

- Sprungvorhersage-Puffer
  - Branch prediction buffer oder branch history table
  - Kleiner Speicher, der mit (Teil der) Adresse des Sprungbefehls indiziert wird
    - Verwendet nur wenige untere Bits der Adresse
    - Enthält 1 Bit: Sprung beim letzten Mal ausgeführt (taken) oder nicht (not taken)
  - Prädiktion: Sprung verhält sich wie beim letzten Mal
  - Nachfolgebefehle ab vorhergesagter Adresse holen
  - Falls Prädiktion fehlerhaft: Prädiktionsbit invertieren
- Einfachste Art von Puffer (keine Tags, d.h. keine Überprüfung, ob Adresse tatsächlich im Puffer)
  - Entspricht sehr einfachem Cache
  - Hat eine bestimmte Kapazität
  - Kann nicht für alle Sprünge (aktuelle) Einträge enthalten
- Reduziert branch penalty nur, wenn branch delay länger als Berechnung der Zieladresse mit branch prediction buffer dauert
  - Prädiktion kann fehlerhaft sein
  - Prädiktion kann von anderem Sprungbefehl stammen (mit gleichen Bits im Indexteil der Adressen)

- Nachteile des einfachen 1-Bit Vorhersageschemas
  - Höhere Fehlerrate als überhaupt möglich, wenn Häufigkeit der Sprungentscheidungen betrachtet wird
  - D.h. auch wenn Sprung fast immer ausgeführt (taken) wird, entstehen 2 Fehler anstatt 1

2-Bit Branch-Prediction Buffer
- Speicherung der Historie, Befehlsadressen als Zugriffsschlüssel:

Allgemein: n-Bit Prädiktor (Spezialfall: 2-Bit)
- Verwendet n-Bit Zähler
  - Sättigungsarithmetik (kein wrap around bei Überlauf)
  - Kann Werte zwischen 0 und 2 n - 1 annehmen
  - Wenn Zähler größer als Hälfte des Maximums (2 n - 1): Vorhersagen, dass Sprung ausgeführt wird; ansonsten vorhersagen, dass Sprung nicht genommen wird
  - Zähler wird bei ausgeführtem Sprung inkrementiert und bei nicht ausgeführtem dekrementiert
- In der Praxis: 2-Bit Prädiktor ähnlich gut wie n-Bit Prädiktor
  - In den meisten Prozessoren heute: 2-Bit Prädiktor für (lokale) Vorhersage
- Einschränkung des n-Bit (bzw. 2-Bit) Prädiktors:
  - Betrachtet nur (vergangenes) Verhalten eines Sprungs, um dessen (zukünftiges) Verhalten vorherzusagen.
  - Arbeitet rein lokal!
- Idee: Verbesserung durch Betrachtung des Verhaltens anderer Sprünge
  - Man erhält so genannten korrelierenden Prädiktor (correlating predictor) oder zweistufigen Prädiktor
  - Prinzip: Aufgrund globaler Information (anderer Sprünge) wird einer von mehreren lokalen Prädiktoren ausgewählt


### Korrelierende Prädikatoren
- Beziehen zur Vorhersage des Verhaltens eines Sprungs Kontext-Information mit ein, d.h. die Historie anderer Sprungbefehle
- Prädiktor benutzt globale Kontext-Bits, um einen von mehreren lokalen Prädiktoren auszuwählen

- Betrachten wiederholte Ausführung des Codefragments (ignorieren dabei alle anderen Sprünge, inkl. dem für Wiederholung)
- Einschränkung: Statt aller möglicher Sequenzen: d wechselt zwischen 2 und 0

Zweistufiger Prädiktor
- Verwendet 1 Bit Kontextinformation
- Es existieren 2 lokale Prädiktoren, beide je 1-Bit
  - Kontext: Letzter (i.a. anderer) Sprung wurde ausgeführt/nicht ausgeführt (1 Bit)
  - Vorhersage des zweistufigen Prädiktors: Anhand des Kontexts wird lokaler Prädiktor für die Vorhersage des aktuell betrachteten Sprungs ausgewählt
  - Letzter Sprung ist i.a. nicht gleich aktuellem, vorherzusagendem Sprung (nur in einfachen Schleifen)
- Notation des Prädiktorstatus: <X>/<Y> mit
  - <X>: Vorhersage, falls letzter Sprung not taken, d.h. Kontext = NT
  - <Y>: Vorhersage, falls letzter Sprung taken, d.h. Kontext = T
  - <X> und <Y> Vorhersagen: jeweils entweder T oder NT

(m,n)-Prädiktor
- Betrachtet als Kontext das Verhalten der letzten m Sprünge, um aus $2^m$ vielen lokalen Prädiktoren einen n-Bit Prädiktor auszuwählen
- Vorteil gegenüber (rein lokalem) 2-Bit Prädiktor
  - Höhere Vorhersagegenauigkeit
  - Erfordert kaum Hardwareaufwand
  - Sprunggeschichte (Kontext, „Ausgang“ vorangegangener Sprünge) kann in m-Bit Schieberegister gespeichert werden (1 Bit für jeden der m vielen letzten Sprünge im Kontext, Bit gleich 1 wenn Sprung taken)
- Vorhersagepuffer adressiert via Konkatenation von
  - Unteren Adressbits der Sprungbefehlsadresse
  - m Bit globaler Sprunggeschichte

### High Performance Befehlsdekodierung
In Hochleistungs-Pipelines ist reine Vorhersage eines Sprungs i.d.R. nicht ausreichend
- Insbesondere: Falls mehrere Befehle pro Takt auszugeben sind
  - Befehlsstrom mit großer Bandbreite erforderlich!
  - Kontrollflussabhängigkeiten dürfen nicht „wahrnehmbar“ sein 
- Maßnahmen hierfür
  - Pufferung von Sprungzielen, und nicht nur Vorhersage des Sprungverhaltens (branch target buffer)
  - Integrierte Einheit für das Holen der Befehle (d.h. nicht nur [relativ] einfache erste Stufe der Pipeline)
  - Vorhersage von Rücksprungadressen (bei Prozeduraufruf)

### Branch Target Buffer
5-stufige Pipeline, Auswertung von Sprungbedingungen in EX:
- Branch delay von 2 Takten
- Mit Sprungvorhersage (branch prediction buffer)
  - Zugriff erfolgt in ID (Adresse des Sprungbefehls schon in IF bekannt; aber:
  - evtl. angesprungenes Ziel erst nach Befehlsdecodierung [ID])
  - Nächste vorhergesagte Instruktion kann erst nach ID geholt werden
  - Branch delay = 1, falls Prädiktion korrekt
- Mit Pufferung des Sprungziels (branch target buffer)
  - Zugriff auf branch target buffer erfolgt in IF. Verhalten wie „echter“ Cache,
  - adressiert mit Sprungbefehlsadresse (überprüft, ob Cache-Hit)
  - Liefert vorhergesagte Adresse als Ergebnis, d.h. nächsten PC (d.h. nicht nur Vorhersage über Sprungverhalten)
  - Keine Verzögerung, falls Prädiktion korrekt!

Zusätzliche Speicherung auch des Sprungziels, z.B. Kombination mit branch prediction buffer

Bei geschickter Organisation kann das Fließband immer gefüllt bleiben; die Sprünge kosten dann effektiv keine Zeit; CPI <1 möglich.

Eigenschaften
- Verzögerung durch Sprung kann vollständig vermieden werden (sofern Vorhersage korrekt), da bereits in IF Entscheidung über nächsten Befehlszähler (PC) getroffen wird.
- Da Entscheidung allein auf Basis des PC getroffen wird, muss überprüft werden, ob Adresse im Puffer (impliziert, dass Sprungbefehl vorliegt)
- Speicherung im Prinzip nur für Sprünge notwendig, die als ausgeführt vorhergesagt werden (not taken = normale sequentielle Dekodierung geht weiter)
- Achtung – bei falscher Vorhersage
  - Entsteht ursprüngliche Sprung-Verzögerung, plus
  - Aufwand zur Aktualisierung des Vorhersagepuffers

### Integrierte Befehls-Hol-Einheit (IF Unit)
Insbesondere mit Blick auf multiple-issue Prozessoren eigene (autonome) funktionale Einheit für Befehlsholphase
- Führt Befehlscodes in Pipeline ein
- Integrierte Funktionalitäten
  - Sprungvorhersage: Wird Teil der Befehlsholphase
  - Instruction Pre-fetch: Insbes. um mehrere Befehle pro Takt liefern (und später ausgeben) zu können, läuft Befehlsholen weiterer Dekodierung voraus (= pre-fetch)
  - Zugriff auf Befehlsspeicher: Bei mehreren Befehlen pro Takt mehrere Zugriffe erforderlich (bei Cache auf ggfs. mehrere cache lines). Werden hier koordiniert/geplant
  - Befehlspuffer: Befehle können hier (lokal im Prozessor!) von Issue-Stufe nach Bedarf abgerufen werden

### Vorhersage von Rücksprungadressen
Allgemeines Ziel: Vorhersage indirekter Sprünge (d.h. bzgl. Basisadresse in Register)
- Hauptverwendung: Rückkehr aus Prozeduraufrufen
  - MIPS: Prozeduraufruf per jal proc, Rückkehr per jr $31
  - Vorhersage mit branch target buffer schlecht, da Aufruf aus unterschiedlichen Codeteilen heraus möglich
- Methode: (Stack-) Speicher für Rücksprungadressen
  - Push bei Prozeduraufruf (call), und
  - Pop bei Rücksprung (return)
- Vorhersagequalität „perfekt“, wenn Stack-Puffer größer als maximale Aufruftiefe


# Speicherarchitektur


# Microcontroller und Digitale Signalprozessoren


# Parallele Architekturen


# Leistungsbewertung
