KR102478874B1 - 비순차적 하드웨어 소프트웨어 공동 설계된 프로세서에서 스택 동기화 명령어를 갖는 술어 값의 스택을 구현하고 유지하기 위한 방법 및 장치 - Google Patents

Abstract

스택 동기화 명령어들로 술어 값들의 스택을 구현하고 유지하기 위한 방법 및 장치의 실시예들. 일 실시예에서, 장치는 가변 개수의 술어 값을 술어 스택으로 푸시하는 실행의 분기들에 걸쳐 스택 일관성을 유지하기 위해 술어 레지스터 스택을 명시적으로 관리하는 명령어를 포함하는 비순차 하드웨어/소프트웨어 공동 설계된 프로세서이다. 일 실시예에서, 스택 기반의 술어 레지스터 구현은 술어 레지스터들의 조기 리네이밍을 통해 조기 분기 계산 및 조기 분기 예측 오류 복구를 가능하게 한다.

Description

비순차적 하드웨어 소프트웨어 공동 설계된 프로세서에서 스택 동기화 명령어를 갖는 술어 값의 스택을 구현하고 유지하기 위한 방법 및 장치{METHOD AND APPARATUS FOR IMPLEMENTING AND MAINTAINING A STACK OF PREDICATE VALUES WITH STACK SYNCHRONIZATION INSTRUCTIONS IN AN OUT OF ORDER HARDWARE SOFTWARE CO-DESIGNED PROCESSOR}

본 개시내용은 프로세서 또는 다른 처리 로직에 의해 실행될 때, 논리적, 수학적 또는 다른 기능적 연산들을 수행하는 처리 로직, 마이크로프로세서 및 연관된 명령어 세트 아키텍처의 분야에 관한 것이다.

전통적인 프로세서 아키텍처는 논리적 분기를 통해 조건부 실행을 구현한다. 일부 프로세서 아키텍처는 이용 가능한 명령어 레벨 병렬 처리(instruction level parallelism)를 프로그램에서 향상시키기 위해 명령어가 추측적으로 실행되는 것을 가능하게 한다. 일부 분기 예측 구현은 대부분의 상황에서 매우 정확하다. 그러나 예측이 올바르지 않을 때, 복구 비용과 예측 오류 페널티(misprediction penalty)는 심각할 수 있다. 명령어 예측은 명령어의 조건부 실행에 사용되는 분기들을 제거하는 (제어 종속성을 데이터 종속성으로 변환함으로써) 아키텍처 피처이다. 명령어 예측이 구현되면, 명령어의 실행 또는 리타이어먼트는 조건부이며 별도의 조건부 레지스터에 보유된 술어 값(predicate value)을 기반으로 한다. 그러나 명령어 예측은 비순차 파이프라인에 통합하는 복잡한 피처일 수 있다.

실시예들은 첨부 도면의 도면들에서 예로서 예시된 것이지 제한이 아니다.
도 1a는 실시예들에 따르는 예시적인 순차 페치, 디코드, 리타이어 파이프라인과 예시적인 레지스터 리네이밍(register renaming), 비순차 발행/실행 파이프라인(out-of-order issue/execution pipeline)의 양쪽 모두를 도시하는 블록도이다.
도 1b는 실시예들에 따르는 프로세서에 포함될, 순차 페치, 디코드, 리타이어 코어의 예시적인 실시예와 예시적인 레지스터 리네이밍, 비순차 발행/실행 아키텍처 코어의 양쪽 모두를 도시하는 블록도이다.
도 2a 및 도 2b는 보다 구체적인 예시적인 순차 코어 아키텍처의 블록도이다.
도 3은 통합된 메모리 제어기와 특수 목적 로직을 구비한 단일 코어 프로세서 및 멀티 코어 프로세서의 블록도이다.
도 4는 실시예에 따른 시스템의 블록도를 도시한다.
도 5는 실시예에 따른 제2 시스템의 블록도를 도시한다.
도 6은 실시예에 따른 제3 시스템의 블록도를 도시한다.
도 7은 실시예에 따른 시스템 온 칩(system on a chip)(SoC)의 블록도를 도시한다.
도 8은 실시예들에 따르는 소스 명령어 세트에서의 바이너리 명령어들을 타깃 명령어 세트에서의 바이너리 명령어들로 변환하기 위한 소프트웨어 명령어 변환기의 사용을 대조하는 블록도를 도시한다.
도 9는 레지스터 에일리어스 테이블(register alias table)로 술어 리네이밍을 구현하는 비순차 프로세서에 대한 예시적인 파이프라인의 블록도이다.
도 10은 실시예에 따른, 술어 레지스터 스택을 구현하는 비순차 프로세서에 대한 파이프라인의 블록도이다.
도 11은 실시예들이 구현될 수 있는 예시적인 프로세서의 블록도이다.
도 12a-b는 실시예에 따른, 술어 레지스터 스택을 구현하기 위한 프로세서 컴포넌트들의 블록도이다.
도 13은 실시예에 따른, 술어 스택을 관리하기 위한 명령어들을 포함하는 처리 시스템의 블록도이다.
도 14는 실시예에 따른, 예시적인 술어 스택 관리 명령어를 처리하기 위한 로직에 대한 흐름도이다.
도 15a-c는 실시예들에 따른 특정적 술어 스택 관리 명령어들에 대한 흐름도이다.
도 16a-b는 실시예들에 따른 일반적 벡터 친화적 명령어 포맷 및 이것의 명령어 템플릿들을 도시하는 블록도들이다.
도 17a-d는 본 발명의 실시예들에 따른 예시적인 특정적 벡터 친화적 명령어 포맷을 도시하는 블록도들이다.
도 18은 실시예에 따른 스칼라 및 벡터 레지스터 아키텍처의 블록도이다.

프리디케이션(predication)의 현재 구현은 전형적으로 전통적인 레지스터 파일과 유사한 방식으로 술어 레지스터를 구현한다. 그러한 구현에서, 술어 레지스터는 논리 레지스터 지정자(logical register specifier)를 사용하는 명령어에 의해 명시적으로 식별된다. 논리 레지스터 지정자는 레지스터 에일리어스 테이블(register alias table)(RAT)과 유사한 구조를 사용하여 프로세서 파이프라인의 리네이밍 스테이지에서 물리적 레지스터 지정자로 변환된다. 특정 논리 레지스터에 의해 보유된 물리적 레지스터를 해제하는 것(freeing)은 논리 레지스터가 오버라이트될 때 일어난다. 따라서, 술어 레지스터 파일을 구현하는 것은 범용 레지스터의 복잡성들과 유사한 복잡성들을 갖는다.

여러 실시예에서는, 경량 스택 기반의 프리디케이션 설계(lightweight stack-based predication design)가 개시된다. 스택 기반 설계는 아키텍처 및 마이크로아키텍처 피처들에 미치는 영향이 감소되는 것을 가능하게 할 수 있다. 마이크로아키텍처 구현(예를 들어, 레지스터 리네이밍, 레지스터 파일 구현)은 전통적인 프리디케이션 설계와 비교하여 다이 면적을 감소시키고 동작 전력을 감소시키는 것을 가능하게 한다. 마이크로아키텍처 구현은 또한 일 실시예에서 분기 예측 성능을 향상시키기 위해 명령어 파이프라인에 대한 변경을 가능하게 한다.

이하에서는 프로세서 코어 아키텍처에 대한 설명과, 본 명세서에 설명된 실시예에 따른 예시적인 술어 레지스터 및 명령어 구현을 갖는 예시적인 프로세서 및 컴퓨터 아키텍처에 대한 설명이 뒤따른다. 이하에서 설명되는 본 발명의 실시예에 대한 완전한 이해를 제공하기 위해 다수의 특정 상세가 제시된다. 그러나, 실시예들이 이들 특정 상세 중 일부 없이 실시될 수 있다는 것은 본 기술분야의 통상의 기술자에게 명백할 것이다. 다른 경우에는, 다양한 실시예들의 기본 원칙들을 불명확하게 하는 것을 방지하기 위해 공지된 구조들 및 디바이스들이 블록도 형태로 도시된다.

본 명세서에 설명된 실시예들은 하드웨어/소프트웨어 공동 설계된 프로세서에서 구현될 수 있다.

프로세서 코어들은 상이한 방식들로, 상이한 목적들을 위해, 상이한 프로세서들에서 구현될 수 있다. 예를 들어, 그러한 코어의 구현은, 1) 범용 컴퓨팅을 위해 의도된 범용 순차 코어; 2) 범용 컴퓨팅을 위한 고성능 범용 비순차 코어; 3) 주로 그래픽 및/또는 과학적(쓰루풋) 컴퓨팅을 위해 의도된 특수 목적 코어를 포함할 수 있다.

프로세서는 단일 프로세서 코어 설계 또는 다중 프로세서 코어 설계를 사용하여 구현될 수 있다. 프로세서 내의 프로세서 코어들은 아키텍처 명령어 세트의 측면에서 동종 또는 이종일 수 있다. 상이한 프로세서들의 구현은, 1) 범용 컴퓨팅을 위해 의도된 하나 이상의 범용 순차 코어 및/또는 범용 컴퓨팅을 위해 의도된 하나 이상의 범용 비순차 코어를 포함하는 CPU; 및 2) 주로 그래픽 및/또는 과학적(쓰루풋) 컴퓨팅을 위해 의도된 하나 이상의 특수 목적 코어를 포함하는 코프로세서를 포함할 수 있다. 이러한 상이한 프로세서들은 상이한 컴퓨터 시스템 아키텍처들을 초래하고, 이들 컴퓨터 시스템 아키텍처들은, 1) CPU와는 별개의 칩 상의 코프로세서; 2) CPU와 동일한 패키지에서의 별개의 다이 상의 코프로세서; 3) CPU와 동일한 다이 상의 코프로세서(이 경우, 이러한 코프로세서는 때때로 통합된 그래픽 및/또는 과학적(쓰루풋) 로직과 같은 특수 목적 로직 또는 특수 목적 코어로 지칭됨); 및 4) 부가적인 기능성, 전술한 코프로세서 및 전술한 CPU(때때로 애플리케이션 코어(들) 또는 애플리케이션 프로세서(들)로 지칭됨)와 동일한 다이 상에 포함될 수 있는 시스템 온 칩을 포함할 수 있다.

예시적 코어 아키텍처들

순차 및 비순차 코어 블록도

도 1a는 실시예에 따른, 예시적인 순차 파이프라인과, 예시적인 레지스터 리네이밍 비순차 발행/실행 파이프라인을 도시하는 블록도이다. 도 1b는 실시예에 따른 프로세서에 포함될 순차 아키텍처 코어의 예시적인 실시예와, 예시적인 레지스터 리네이밍, 비순차 발행/실행 아키텍처 코어 양자 모두를 도시하는 블록도이다. 도 1a-b에서 실선 박스들은 순차 파이프라인 및 순차 코어를 도시하는 한편, 점선 박스들의 옵션 추가는 레지스터 리네이밍, 비순차 발행/실행 파이프라인 및 코어를 도시한다. 순차 양태가 비순차 양태의 서브세트인 것으로 주어지면, 비순차 양태가 설명될 것이다.

도 1a에서, 프로세서 파이프라인(100)은 페치 스테이지(102), 길이 디코드 스테이지(104), 디코드 스테이지(106), 할당 스테이지(108), 리네이밍 스테이지(110), 스케줄링(디스패치 또는 발행으로도 알려져 있음) 스테이지(112), 레지스터 판독/메모리 판독 스테이지(114), 실행 스테이지(116), 라이트 백(write back)/메모리 기입 스테이지(118), 예외 처리 스테이지(122) 및 커밋 스테이지(124)를 포함한다.

도 1b는 실행 엔진 유닛(150)에 결합된 프론트 엔드 유닛(130) - 이들 양자는 메모리 유닛(170)에 결합됨 - 을 포함하는 프로세서 코어(190)를 도시한다. 코어(190)는 RISC(reduced instruction set computing) 코어, CISC(complex instruction set computing) 코어, VLIW(very long instruction word) 코어, 또는 하이브리드 또는 대안적인 코어 타입일 수 있다. 또 다른 옵션으로서, 코어(190)는, 예를 들어 네트워크 또는 통신 코어, 압축 엔진, 코프로세서 코어, 범용 컴퓨팅 그래픽 처리 유닛(general purpose computing graphics processing unit)(GPGPU) 코어, 그래픽 코어 등과 같은 특수 목적 코어일 수 있다.

프론트 엔드 유닛(130)은 명령어 캐시 유닛(134)에 결합된 분기 예측 유닛(132)을 포함하고, 이 명령어 캐시 유닛은 명령어 변환 색인 버퍼(translation lookaside buffer)(TLB)(136)에 결합되고, 이 명령어 변환 색인 버퍼는 명령어 페치 유닛(138)에 결합되고, 이 명령어 페치 유닛은 디코드 유닛(140)에 결합된다. 디코드 유닛(140)(또는 디코더)은 명령어들을 디코딩하고, 출력으로서 하나 이상의 마이크로연산들, 마이크로코드 엔트리 포인트들, 마이크로명령어들, 다른 명령어들, 또는 다른 제어 신호들을 생성할 수 있는데, 이들은 오리지널 명령어들로부터 디코딩되거나, 또는 다른 방식으로 오리지널 명령어들을 반영하거나 오리지널 명령어들로부터 도출된다. 디코드 유닛(140)은 다양한 상이한 메커니즘들을 사용하여 구현될 수 있다. 적절한 메커니즘의 예는 탐색 테이블, 하드웨어 구현, 프로그램 가능 로직 어레이(PLA), 마이크로코드 판독 전용 메모리(ROM) 등을 포함하지만 이에 한정되지 않는다. 일 실시예에서, 코어(190)는 (예를 들어, 디코드 유닛(140)에서 또는 다른 방식으로 프론트 엔드 유닛(130) 내에) 특정 매크로명령어들을 위한 마이크로코드를 저장하는 마이크로코드 ROM 또는 다른 매체를 포함한다. 디코드 유닛(140)은 실행 엔진 유닛(150)에서의 리네임/할당자 유닛(152)에 결합된다.

실행 엔진 유닛(150)은, 하나 이상의 스케줄러 유닛(들)(156)의 세트 및 리타이어먼트 유닛(154)에 결합된 리네임/할당자 유닛(152)을 포함한다. 스케줄러 유닛(들)(156)은, 예약 스테이션들, 중앙 명령어 윈도우 등을 포함하는 임의의 수의 상이한 스케줄러들을 나타낸다. 스케줄러 유닛(들)(156)은 물리적 레지스터 파일(들) 유닛(들)(158)에 결합된다. 물리적 레지스터 파일(들) 유닛들(158) 각각은 하나 이상의 물리적 레지스터 파일을 나타내고, 이들 중 상이한 물리적 레지스터 파일들은 스칼라 정수, 스칼라 부동 소수점, 패킹된 정수, 패킹된 부동 소수점, 벡터 정수, 벡터 부동 소수점, 상태(예를 들어, 실행될 다음 명령어의 어드레스인 명령어 포인터) 등과 같은 하나 이상의 상이한 데이터 타입을 저장한다. 일 실시예에서, 물리적 레지스터 파일(들) 유닛(158)은 벡터 레지스터 유닛, 기입 마스크 레지스터 유닛 및 스칼라 레지스터 유닛을 포함한다. 이들 레지스터 유닛들은 아키텍처 벡터 레지스터들, 벡터 마스크 레지스터들 및 범용 레지스터들을 제공할 수 있다. 물리적 레지스터 파일(들) 유닛(들)(158)은, (예를 들어, 재정렬 버퍼(들) 및 리타이어먼트 레지스터 파일(들)을 사용하여; 미래 파일(들), 이력 버퍼(들) 및 리타이어먼트 레지스터 파일(들)을 사용하여; 레지스터 맵들 및 레지스터들의 풀을 사용하여) 레지스터 리네이밍 및 비순차 실행이 구현될 수 있는 다양한 방식들을 예시하기 위해서 리타이어먼트 유닛(154)에 의해 중첩된다. 리타이어먼트 유닛(154) 및 물리적 레지스터 파일(들) 유닛(들)(158)은 실행 클러스터(들)(160)에 결합된다. 실행 클러스터(들)(160)는 하나 이상의 실행 유닛(162)의 세트 및 하나 이상의 메모리 액세스 유닛(164)의 세트를 포함한다. 실행 유닛들(162)은 다양한 타입의 데이터(예를 들어, 스칼라 부동 소수점, 패킹된 정수, 패킹된 부동 소수점, 벡터 정수, 벡터 부동 소수점)에 대해 다양한 연산들(예를 들어, 시프트, 가산, 감산, 승산)을 수행할 수 있다. 일부 실시예들은 특정 기능들이나 기능들의 세트들에 전용의 복수의 실행 유닛을 포함할 수 있지만, 다른 실시예들은 단 하나의 실행 유닛, 또는 모두가 모든 기능들을 수행하는 복수의 실행 유닛을 포함할 수 있다. 스케줄러 유닛(들)(156), 물리적 레지스터 파일(들) 유닛(들)(158) 및 실행 클러스터(들)(160)는 가능하게는 복수 개인 것으로 도시되어 있는데, 그 이유는 특정 실시예들이 특정 타입의 데이터/연산들에 대해 별개의 파이프라인들(예를 들어, 스칼라 정수 파이프라인, 스칼라 부동 소수점/패킹된 정수/패킹된 부동 소수점/벡터 정수/벡터 부동 소수점 파이프라인, 및/또는 자신의 스케줄러 유닛, 물리적 레지스터 파일(들) 유닛 및/또는 실행 클러스터를 각각 갖는 메모리 액세스 파이프라인 - 별개의 메모리 액세스 파이프라인의 경우에, 이 파이프라인의 실행 클러스터만이 메모리 액세스 유닛(들)(164)을 갖는 특정 실시예들이 구현됨)을 생성하기 때문이다. 개별 파이프라인들이 사용되는 경우, 이들 파이프라인 중 하나 이상은 비순차 발행/실행일 수 있고 나머지는 순차적일 수 있다는 점도 이해해야 한다.

메모리 액세스 유닛들(164)의 세트는 메모리 유닛(170)에 결합되고, 이 메모리 유닛은 레벨 2(L2) 캐시 유닛(176)에 결합되는 데이터 캐시 유닛(174)에 결합된 데이터 TLB 유닛(172)을 포함한다. 하나의 예시적인 실시예에서, 메모리 액세스 유닛들(164)은 로드 유닛(load unit), 어드레스 저장 유닛(store address unit) 및 데이터 저장 유닛(store data unit)을 포함할 수 있으며, 이들 각각은 메모리 유닛(170)에서의 데이터 TLB 유닛(172)에 결합된다. 명령어 캐시 유닛(134)은 메모리 유닛(170)에서의 레벨 2(L2) 캐시 유닛(176)에 또한 결합된다. L2 캐시 유닛(176)은 하나 이상의 다른 레벨의 캐시에 그리고 궁극적으로는 메인 메모리에 결합된다.

예로서, 예시적 레지스터 리네이밍, 비순차 발행/실행 코어 아키텍처는 다음과 같이 파이프라인(100)을 구현할 수 있다: 1) 명령어 페치(138)는 페치 및 길이 디코딩 스테이지들(102 및 104)을 수행하고; 2) 디코드 유닛(140)은 디코드 스테이지(106)를 수행하고; 3) 리네임/할당자 유닛(152)은 할당 스테이지(108) 및 리네이밍 스테이지(110)를 수행하고; 4) 스케줄러 유닛(들)(156)은 스케줄 스테이지(112)를 수행하고; 5) 물리적 레지스터 파일(들) 유닛(들)(158) 및 메모리 유닛(170)은 레지스터 판독/메모리 판독 스테이지(114)를 수행하고; 실행 클러스터(160)는 실행 스테이지(116)를 수행하고; 6) 메모리 유닛(170) 및 물리적 레지스터 파일(들) 유닛(들)(158)은 라이트 백/메모리 기입 스테이지(118)를 수행하고; 7) 다양한 유닛들이 예외 처리 스테이지(122)에 수반될 수 있고; 8) 리타이어먼트 유닛(154) 및 물리적 레지스터 파일(들) 유닛(들)(158)은 커밋 스테이지(124)를 수행한다.

코어(190)는, 본 명세서에 설명된 명령어(들)를 포함하는, 하나 이상의 명령어 세트들(예를 들어, (더 새로운 버전들이 추가된 소정의 확장들을 갖는) x86 명령어 세트; 캘리포니아주 서니베일 소재의 MIPS Technologies의 MIPS 명령어 세트; 영국 케임브리지 소재의 ARM Holdings의 (NEON과 같은 옵션의 추가 확장을 갖는) ARM® 명령어 세트)을 지원할 수 있다. 일 실시예에서, 코어(190)는 패킹된 데이터 명령어 세트 확장(예를 들어, AVX1, AVX2 등)을 지원하는 로직을 포함하며, 그에 따라 많은 멀티미디어 애플리케이션들에 의해 사용되는 연산들이 패킹된 데이터를 사용하여 수행되는 것을 허용한다.

코어가 (연산들 또는 스레드들의 2개 이상의 병렬 세트를 실행하는) 멀티스레딩을 지원할 수 있고, 시간 슬라이싱된 멀티스레딩, 동시 멀티스레딩을 포함하는 다양한 방식으로 (이 경우 단일 물리적 코어는 물리적 코어가 동시 멀티스레딩인 스레드들 각각에 로직 코어를 제공한다), 또는 이들의 조합(예를 들어, Intel® Hyper-Threading Technology에서와 같은 시간 슬라이싱된 페칭 및 디코딩과, 그 후의 동시 멀티스레딩)으로 지원할 수 있음을 이해해야 한다.

레지스터 리네이밍이 비순차적 실행의 맥락에서 설명되었지만, 레지스터 리네임은 순차 아키텍처에서 사용될 수도 있다는 점을 이해해야 한다. 프로세서의 예시된 실시예가 별개의 명령어 및 데이터 캐시 유닛들(134/174) 및 공유 L2 캐시 유닛(176)을 또한 포함하지만, 대안적인 실시예들은, 예를 들어 레벨 1(L1) 내부 캐시 또는 다수의 레벨의 내부 캐시와 같이, 명령어들 및 데이터 양쪽 모두에 대한 단일 내부 캐시를 가질 수 있다. 일부 실시예들에서, 시스템은 내부 캐시와, 코어 및/또는 프로세서에 대해 외부에 있는 외부 캐시의 조합을 포함할 수 있다. 대안적으로, 모든 캐시는 코어 및/또는 프로세서에 대해 외부에 있을 수 있다.

특정한 예시적인 순차 코어 아키텍처

도 2a-b는 코어가 칩 내의 여러 로직 블록들(동일한 타입 및/또는 상이한 타입의 다른 코어들을 포함함) 중 하나의 로직 블록인, 보다 구체적인 예시적인 순차 코어 아키텍처의 블록도들을 도시한다. 로직 블록들은 애플리케이션에 따라, 일부 고정된 기능 로직, 메모리 I/O 인터페이스들, 및 다른 필요한 I/O 로직을 갖는 고 대역폭 인터커넥트 네트워크(예를 들어, 링 네트워크)를 통해 통신한다.

도 2a는 실시예에 따른, 단일 프로세서 코어를, 온-다이 인터커넥트 네트워크(202)로의 그 접속과 레벨 2(L2) 캐시의 그 로컬 서브세트(204)와 함께 나타내는 블록도이다. 일 실시예에서, 명령어 디코더(200)는 패킹된 데이터 명령어 세트 확장을 갖는 x86 명령어 세트를 지원한다. L1 캐시(206)는 스칼라 유닛 및 벡터 유닛에 대한 캐시 메모리로의 낮은 레이턴시 액세스들을 허용한다. (설계를 간략화하기 위한) 일 실시예에서, 스칼라 유닛(208) 및 벡터 유닛(210)은 개별 레지스터 세트들(각각, 스칼라 레지스터들(212) 및 벡터 레지스터들(214))을 사용하고, 이들 사이에 전송되는 데이터는 메모리에 기입되고 나서 레벨 1(L1) 캐시(206)로부터 리드 백(read back)되는 반면, 대안적인 실시예들은 상이한 접근방식을 사용할 수 있다(예를 들어, 단일 레지스터 세트를 사용하거나, 또는 기입 및 리드 백되지 않고 데이터가 2개의 레지스터 파일들 사이에서 전송되게 하는 통신 경로를 포함함).

L2 캐시의 로컬 서브세트(204)는, 프로세서 코어 당 하나씩인 개별 로컬 서브세트들로 분할되는 글로벌 L2 캐시의 일부이다. 각각의 프로세서 코어는 L2 캐시의 그 자신의 로컬 서브세트(204)에 대한 직접 액세스 경로를 갖는다. 프로세서 코어에 의해 판독된 데이터는 자신의 L2 캐시 서브세트(204)에 저장되며, 다른 프로세서 코어들이 그들 자신의 로컬 L2 캐시 서브세트들에 액세스하는 것과 병렬로 빠르게 액세스될 수 있다. 프로세서 코어에 의해 기입되는 데이터는 그 자신의 L2 캐시 서브세트(204)에 저장되고 필요하다면 다른 서브세트들로부터 플러싱된다. 링 네트워크는 공유 데이터에 대한 코히런시를 보장한다. 링 네트워크는 양-방향성이어서, 프로세서 코어들, L2 캐시들 및 다른 로직 블록들과 같은 에이전트들이 칩 내에서 상호 통신하는 것을 허용한다. 각각의 링 데이터-경로는 방향당 1012비트 폭이다.

도 2b는 실시예에 따른 도 2a의 프로세서 코어의 일부분의 확대도이다. 도 2b는 L1 캐시(204)의 일부인 LI 데이터 캐시(206A)뿐만 아니라 벡터 유닛(210) 및 벡터 레지스터들(214)에 관한 보다 상세한 내용을 포함한다. 구체적으로, 벡터 유닛(210)은 정수, 단일 정밀도 부동 소수점, 및 2배 정밀도 부동 소수점 명령어들 중 하나 이상을 실행하는 16-와이드(16-wide) 벡터 처리 유닛(VPU)(16-와이드 ALU(228)를 참조)이다. VPU는 스위즐 유닛(220)을 이용한 레지스터 입력들의 스위즐링(swizzling), 수치 변환 유닛들(222A-B)을 이용한 수치 변환, 및 복제 유닛(224)을 이용한 메모리 입력에 대한 복제를 지원한다. 기입 마스크 레지스터들(226)은 결과적인 벡터 기입들을 서술하는 것(predicating)을 허용한다.

통합된 메모리 제어기와 특수 목적 로직을 구비한 프로세서

도 3은 실시예에 따른, 하나보다 많은 코어를 가질 수 있고 통합된 메모리 제어기를 가질 수 있으며, 통합된 그래픽스를 가질 수 있는 프로세서(300)의 블록도이다. 도 3의 실선 박스들은, 단일 코어(302A), 시스템 에이전트(310), 하나 이상의 버스 제어기 유닛(316)의 세트를 갖는 프로세서(300)를 예시하는 한편, 파선 박스들의 옵션 추가는, 다수의 코어(302A-N), 시스템 에이전트 유닛(310)에서의 하나 이상의 통합된 메모리 제어기 유닛(들)(314)의 세트 및 특수 목적 로직(308)을 갖는 대안적인 프로세서(300)를 예시한다.

따라서, 프로세서(300)의 상이한 구현들은, 1) (하나 이상의 코어를 포함할 수 있는) 통합된 그래픽스 및/또는 과학적(쓰루풋) 로직인 특수 목적 로직(308), 및 하나 이상의 범용 코어(예를 들어, 범용 순차 코어들, 범용 비순차 코어들, 이 둘의 조합)인 코어들(302A-N)을 갖는 CPU; 2) 주로 그래픽스 및/또는 과학적(쓰루풋)을 위해 의도된 다수의 특수 목적 코어인 코어들(302A-N)을 갖는 코프로세서; 및 3) 다수의 범용 순차 코어인 코어들(302A-N)을 갖는 코프로세서를 포함할 수 있다. 따라서, 프로세서(300)는 범용 프로세서, 코프로세서 또는 특수 목적 프로세서, 예를 들어 네트워크 또는 통신 프로세서, 압축 엔진, 그래픽 프로세서, GPGPU(general purpose graphics processing unit), 고스루풋 MIC(many integrated core) 코프로세서(30개 이상의 코어를 포함함), 임베디드 프로세서 등일 수 있다. 프로세서는 하나 이상의 칩 상에 구현될 수 있다. 프로세서(300)는, 예를 들어 BiCMOS, CMOS 또는 NMOS와 같은 다수의 프로세스 기술 중 임의의 것을 사용하여 하나 이상의 기판 상에 구현될 수 있고/있거나 그 일부일 수 있다.

메모리 계층구조는, 코어들 내의 하나 이상의 레벨의 캐시, 하나 이상의 공유 캐시 유닛(306)의 세트, 및 통합된 메모리 제어기 유닛(314)의 세트에 결합된 외부 메모리(도시되지 않음)를 포함한다. 공유 캐시 유닛들(306)의 세트는, 레벨 2(L2), 레벨 3(L3), 레벨 4(L4) 또는 다른 레벨 캐시와 같은 하나 이상의 중간 레벨 캐시, 최종 레벨 캐시(last level cache)(LLC) 및/또는 이들의 조합을 포함할 수 있다. 일 실시예에서, 링 기반 인터커넥트 유닛(312)은 통합된 그래픽 로직(308), 공유 캐시 유닛들(306)의 세트 및 시스템 에이전트 유닛(310)/통합된 메모리 제어기 유닛(들)(314)을 인터커넥트하지만, 대안적인 실시예들은 이러한 유닛들을 인터커넥트하기 위해 임의의 수의 잘 알려진 기술을 사용할 수 있다. 일 실시예에서, 하나 이상의 캐시 유닛(306)과 코어들(302A-N) 사이에 코히런스(coherency)가 유지된다.

일부 실시예에서, 코어들(302A-N) 중 하나 이상은 멀티스레딩을 할 수 있다. 시스템 에이전트(310)는 코어들(302A-N)을 조정하며 동작시키는 이러한 컴포넌트들을 포함한다. 시스템 에이전트 유닛(310)은, 예를 들어 전력 제어 유닛(PCU) 및 디스플레이 유닛을 포함할 수 있다. PCU는, 코어들(302A-N) 및 통합된 그래픽 로직(308)의 전력 상태를 조절하기 위해 필요한 로직 및 컴포넌트들일 수 있거나 이들을 포함할 수 있다. 디스플레이 유닛은 하나 이상의 외부 접속된 디스플레이들을 구동하기 위한 것이다.

코어들(302A-N)은 아키텍처 명령어 세트에 측면에서 동종이거나 이종일 수 있는데; 즉, 코어들(302A-N) 중 2개 이상은 동일한 명령어 세트를 실행 가능할 수 있는 한편, 다른 것들은 그 명령어 세트의 서브세트만을 또는 상이한 명령어 세트를 실행 가능할 수 있다.

예시적인 컴퓨터 아키텍처들

도 4-7은 예시적인 컴퓨터 아키텍처들의 블록도들이다. 랩톱들, 데스크톱들, 핸드헬드 PC들, 퍼스널 디지털 어시스턴트들, 엔지니어링 워크스테이션들, 서버들, 네트워크 디바이스들, 네트워크 허브들, 스위치들, 임베디드 프로세서들, DSP(digital signal processor)들, 그래픽 디바이스들, 비디오 게임 디바이스들, 셋톱박스들, 마이크로 제어기들, 휴대 전화들, 휴대용 미디어 플레이어들, 핸드헬드 디바이스들, 및 다양한 다른 전자 디바이스들에 대해 본 기술분야에 알려진 다른 시스템 설계들 및 구성들 또한 적합하다. 일반적으로, 본 명세서에 개시되는 바와 같은 프로세서 및/또는 다른 실행 로직을 통합할 수 있는 매우 다양한 시스템들 또는 전자 디바이스들이 일반적으로 적합하다.

도 4는 실시예에 따른 시스템(400)의 블록도가 도시되어 있다. 시스템(400)은 제어기 허브(420)에 결합된 하나 이상의 프로세서(410, 415)를 포함할 수 있다. 일 실시예에서, 제어기 허브(420)는 그래픽 메모리 제어기 허브(GMCH)(490) 및 입/출력 허브(IOH)(450)(이들은 별개의 칩들 상에 있을 수 있음)를 포함하고; GMCH(490)는, 메모리(440) 및 코프로세서(445)에 결합되는 메모리 및 그래픽 제어기들을 포함하고; IOH(450)는 입/출력(I/O) 디바이스들(460)을 GMCH(490)에 결합한다. 대안적으로, 메모리 및 그래픽 제어기들 중 하나 또는 양쪽 모두는 (본 명세서에 설명되는 바와 같이) 프로세서 내에 통합되고, 메모리(440) 및 코프로세서(445)는 IOH(450)와 단일 칩에 있는 제어기 허브(420) 및 프로세서(410)에 직접 결합된다.

추가 프로세서들(415)의 옵션 속성은 도 4에서 파선들로 표시되어 있다. 각각의 프로세서(410, 415)는 본 명세서에 설명된 처리 코어들 중 하나 이상을 포함할 수 있으며, 프로세서(300)의 소정의 버전일 수 있다.

메모리(440)는, 예를 들어 DRAM(dynamic random access memory), PCM(phase change memory) 또는 이 둘의 조합일 수 있다. 적어도 하나의 실시예에 있어서, 제어기 허브(420)는, FSB(frontside bus)와 같은 다분기 버스(multi-drop bus), QPI(QuickPath Interconnect)와 같은 점대점 인터페이스, 또는 유사한 접속(495)을 통해, 프로세서(들)(410, 415)와 통신한다.

일 실시예에서, 코프로세서(445)는, 예를 들어 고스루풋 MIC 프로세서, 네트워크 또는 통신 프로세서, 압축 엔진, 그래픽 프로세서, GPGPU, 임베디드 프로세서 등과 같은 특수 목적 프로세서이다. 일 실시예에서, 제어기 허브(420)는 통합된 그래픽 가속기를 포함할 수 있다.

아키텍처, 마이크로아키텍처, 열, 전력 소모 특성 등을 포함하는 다양한 성능 메트릭(metrics of merit)에 관하여 물리적 리소스들(410, 415) 사이에는 각종 차이가 존재할 수 있다.

일 실시예에서, 프로세서(410)는 일반적 타입의 데이터 처리 연산들을 제어하는 명령어들을 실행한다. 명령어들 내에는 코프로세서 명령어들이 임베드될 수 있다. 프로세서(410)는 부착된 코프로세서(445)에 의해 실행되어야 하는 타입인 것으로서 이들 코프로세서 명령어들을 인식한다. 따라서, 프로세서(410)는, 코프로세서(445)에 대해, 코프로세서 버스 또는 다른 인터커넥트 상에서 이들 코프로세서 명령어들(또는 코프로세서 명령어들을 나타내는 제어 신호들)을 발행한다. 코프로세서(들)(445)는 수신된 코프로세서 명령어들을 수락하여 실행한다.

도 5는 실시예에 따른 제1의 보다 구체적인 예시적 시스템(500)의 블록도가 도시되어 있다. 도 5에 도시된 바와 같이, 멀티프로세서 시스템(500)은 점대점 인터커넥트 시스템이고, 점대점 인터커넥트(550)를 통해 결합되는 제1 프로세서(570) 및 제2 프로세서(580)를 포함한다. 프로세서들(570 및 580) 각각은 프로세서(300)의 소정의 버전일 수 있다. 본 발명의 일 실시예에서, 프로세서들(570 및 580)은 각각 프로세서들(410 및 415)인 한편, 코프로세서(538)는 코프로세서(445)이다. 다른 실시예에서, 프로세서들(570 및 580)은 각각 프로세서(410) 및 코프로세서(445)이다.

프로세서들(570 및 580)은 각각 통합된 메모리 제어기(IMC) 유닛들(572 및 582)을 포함하는 것으로 도시되어 있다. 또한, 프로세서(570)는 그 버스 제어기 유닛들의 일부로서 점대점(P-P) 인터페이스들(576 및 578)을 포함하고; 유사하게, 제2 프로세서(580)는 P-P 인터페이스들(586 및 588)을 포함한다. 프로세서들(570, 580)은 점대점(P-P) 인터페이스 회로들(578, 588)을 사용하여 P-P 인터페이스(550)를 통해 정보를 교환할 수 있다. 도 5에 도시된 바와 같이, IMC들(572 및 582)은 프로세서들을 각각의 메모리들, 즉 각각의 프로세서들에 로컬로 부착된 메인 메모리의 부분들일 수 있는 메모리(532) 및 메모리(534)에 결합한다.

프로세서들(570, 580) 각각은 점대점 인터페이스 회로들(576, 594, 586, 598)을 사용하여 개별적인 P-P 인터페이스들(552, 554)을 통해 칩셋(590)과 정보를 교환할 수 있다. 칩셋(590)은 옵션으로 고성능 인터페이스(539)를 통해 코프로세서(538)와 정보를 교환할 수 있다. 일 실시예에서, 코프로세서(538)는, 예를 들어 고스루풋 MIC 프로세서, 네트워크 또는 통신 프로세서, 압축 엔진, 그래픽 프로세서, GPGPU, 임베디드 프로세서 등과 같은 특수 목적 프로세서이다.

공유 캐시(도시되지 않음)는 어느 한 프로세서에 포함되거나, 둘 모두의 프로세서의 외부이지만 여전히 P-P 인터커넥트를 통해 프로세서들과 접속될 수 있어서, 프로세서가 저 전력 모드에 놓이는 경우 어느 한쪽 또는 둘 모두의 프로세서의 로컬 캐시 정보가 공유된 캐시에 저장될 수 있다.

칩셋(590)은 인터페이스(596)를 통해 제1 버스(516)에 결합될 수 있다. 일 실시예에서, 제1 버스(516)는 PCI(Peripheral Component Interconnect) 버스이거나, 또는 PCI Express 버스 또는 다른 제3세대 I/O 인터커넥트 버스와 같은 버스일 수 있지만, 본 발명의 범위는 이에 제한되지는 않는다.

도 5에 도시된 바와 같이, 제1 버스(516)를 제2 버스(520)에 결합하는 버스 브리지(518)와 함께, 다양한 I/O 디바이스들(514)이 제1 버스(516)에 결합될 수 있다. 일 실시예에서, 코프로세서, 고스루풋 MIC 프로세서, GPGPU, (예를 들어, 그래픽 가속기 또는 디지털 신호 처리(DSP) 유닛과 같은) 가속기, 필드 프로그램가능 게이트 어레이 또는 임의의 다른 프로세서와 같은 하나 이상의 추가적인 프로세서(들)(515)가 제1 버스(516)에 결합된다. 일 실시예에서, 제2 버스(520)는 LPC(low pin count) 버스일 수 있다. 일 실시예에서, 예를 들어 키보드 및/또는 마우스(522), 통신 디바이스들(527), 및 명령어들/코드 및 데이터(530)를 포함할 수 있는 디스크 드라이브나 다른 대용량 저장 디바이스와 같은 저장 유닛(528)을 포함하는 다양한 디바이스들이 제2 버스(520)에 결합될 수 있다. 또한, 오디오 I/O(524)가 제2 버스(520)에 결합될 수 있다. 다른 아키텍처들도 가능하다는 점에 유의한다. 예를 들어, 도 5의 점대점 아키텍처 대신에, 시스템은 다분기 버스 또는 다른 이러한 아키텍처를 구현할 수 있다.

도 6은 실시예에 따른 제2의 보다 구체적인 예시적인 시스템(600)의 블록도를 도시한다. 도 5 및 도 6에서의 유사한 요소들은 유사한 참조 번호들을 지니며, 도 6의 다른 양태들을 모호하게 하는 것을 회피하기 위해서 도 6로부터 도 5의 특정 양태들이 생략되었다.

도 6은 프로세서들(570, 580)이 통합된 메모리 및 I/O 제어 로직("CL")(572 및 582)을 각각 포함할 수 있는 것을 도시한다. 따라서, CL(572, 582)은 통합된 메모리 제어기 유닛들을 포함하며, I/O 제어 로직을 포함한다. 도 6은 메모리들(532, 534)이 CL(572, 582)에 결합될 뿐만 아니라 I/O 디바이스들(614)도 제어 로직(572, 582)에 결합되는 것을 도시한다. 레거시 I/O 디바이스들(615)이 칩셋(590)에 결합된다.

도 7은 실시예에 따른 SoC(700)의 블록도를 도시한다. 도 3에서의 유사한 요소들은 유사한 참조 번호들을 지닌다. 또한, 파선 박스들은 더 진보된 SoC들에 대한 선택적인 피처들이다. 도 7에서, 인터커넥트 유닛(들)(702)은, 하나 이상의 코어(202A-N)의 세트 및 공유 캐시 유닛(들)(306)을 포함하는 애플리케이션 프로세서(710); 시스템 에이전트 유닛(310); 버스 제어기 유닛(들)(316); 통합된 메모리 제어기 유닛(들)(314); 통합된 그래픽 로직, 이미지 프로세서, 오디오 프로세서 및 비디오 프로세서를 포함할 수 있는 코프로세서들(720)의 세트 또는 하나 이상의 코프로세서(720); 정적 랜덤 액세스 메모리(static random access memory)(SRAM) 유닛(730); 다이렉트 메모리 액세스(direct memory access)(DMA) 유닛(732); 및 하나 이상의 외부 디스플레이에 결합하기 위한 디스플레이 유닛(740)에 결합된다. 일 실시예에서, 코프로세서(들)(720)는, 예를 들어 네트워크 또는 통신 프로세서, 압축 엔진, GPGPU, 고스루풋 MIC 프로세서, 임베디드 프로세서 등과 같은 특수 목적 프로세서를 포함한다.

본 명세서에 개시된 메커니즘들의 실시예들은 하드웨어, 소프트웨어, 펌웨어, 또는 이러한 구현 접근법들의 조합으로 구현될 수 있다. 실시예들은, 적어도 하나의 프로세서, 저장 시스템(휘발성 및 비휘발성 메모리 및/또는 저장 요소들을 포함함), 적어도 하나의 입력 디바이스 및 적어도 하나의 출력 디바이스를 포함하는 프로그램 가능 시스템들 상에서 실행되는 컴퓨터 프로그램들 또는 프로그램 코드로서 구현될 수 있다.

도 5에 도시된 코드(530)와 같은 프로그램 코드는 입력 명령어들에 적용되어, 본 명세서에 설명된 기능들을 수행하고 출력 정보를 생성할 수 있다. 출력 정보는 공지된 방식으로 하나 이상의 출력 디바이스에 적용될 수 있다. 이 애플리케이션을 위해, 처리 시스템은, 예를 들어 디지털 신호 프로세서(DSP), 마이크로컨트롤러, 주문형 집적 회로(ASIC) 또는 마이크로프로세서와 같은 프로세서를 갖는 임의의 시스템을 포함한다.

프로그램 코드는 처리 시스템과 통신하기 위해 하이 레벨 절차형 또는 객체 지향형 프로그래밍 언어로 구현될 수 있다. 또한, 프로그램 코드는 요구되는 경우에 어셈블리 또는 기계 언어로 구현될 수 있다. 사실상, 본 명세서에 설명된 메커니즘들은 임의의 특정 프로그래밍 언어로 범위가 제한되지는 않는다. 임의의 경우에, 이 언어는 컴파일형 또는 해석형 언어일 수 있다.

적어도 하나의 실시예의 하나 이상의 양태는, 머신에 의해 판독될 때에 이 머신으로 하여금 본 명세서에 설명된 기술들을 수행하는 로직을 제조하게 하는, 프로세서 내의 다양한 로직을 표현하는 머신 판독가능 매체 상에 저장된 대표적인 데이터에 의해 구현될 수 있다. "IP 코어들"로서 알려진 이러한 표현들은 유형의(tangible) 머신 판독가능 매체("테이프") 상에 저장되고, 다양한 고객들 또는 제조 설비들에 공급되어, 로직 또는 프로세서를 실제로 제조하는 제조 머신들로 로딩될 수 있다. 예를 들어, ARM Holdings, Ltd. 및 중국 과학원의 컴퓨팅 기술 연구소(ICT)에서 개발한 프로세서와 같은 IP 코어는 다양한 고객이나 라이센스 사용자에게 라이센스를 부여하거나 판매할 수 있으며 이러한 고객 또는 라이센스 사용자가 생산한 프로세서로 구현될 수 있다.

이러한 머신 판독가능 저장 매체는, 하드 디스크와, 플로피 디스크, 광 디스크, CD-ROM(compact disk read-only memory), CD-RW(rewritable compact disks) 및 광자기 디스크를 포함하는 임의의 다른 유형의 디스크, DRAM(dynamic random access memory), SRAM(static random access memory), EPROM(erasable programmable read-only memory), 플래시 메모리, EEPROM(electrically erasable programmable read-only memory)과 같은 RAM(random access memory), ROM(read-only memory), PCM(phase change memory)을 포함하는 반도체 디바이스, 자기 또는 광 카드, 또는 전자 명령어들을 저장하는 데 적합한 임의의 다른 타입의 매체와 같은 저장 매체를 포함하는, 머신 또는 디바이스에 의해 제조 또는 형성되는 물품들의 비일시적인 유형의(tangible) 구성들을 포함할 수 있지만, 이들로 제한되지 않는다.

따라서, 실시예들은, 명령어들을 포함하거나, 또는 본 명세서에 설명된 구조들, 회로들, 장치들, 프로세서들 및/또는 시스템 피처들을 정의하는 HDL(Hardware Description Language)과 같은 설계 데이터를 포함하는 비일시적인 유형의 머신 판독가능 매체를 또한 포함한다. 이러한 실시예들은 프로그램 제품들로 또한 언급될 수 있다.

에뮬레이션(바이너리 번역, 코드 모핑 등을 포함함)

일부 경우에, 소스 명령어 세트로부터 타깃 명령어 세트로 명령어를 변환하기 위해 명령어 변환기가 사용될 수 있다. 예를 들어, 명령어 변환기는 명령어를 코어에 의해 처리될 하나 이상의 다른 명령어로(예를 들어, 정적 바이너리 번역, 동적 번역을 포함하는 동적 바이너리 번역을 사용하여) 번역하거나, 모핑하거나, 에뮬레이트하거나, 또는 다른 방식으로 변환할 수 있다. 명령어 변환기는 소프트웨어, 하드웨어, 펌웨어 또는 이들의 조합으로 구현될 수 있다. 명령어 변환기는 온 프로세서(on processor), 오프 프로세서(off processor), 또는 부분 온 및 부분 오프 프로세서(part on and part off processor)일 수 있다.

도 8은 실시예에 따른 소스 명령어 세트에서의 바이너리 명령어들을 타깃 명령어 세트에서의 바이너리 명령어들로 변환하기 위한 소프트웨어 명령어 변환기의 사용을 대조하는 블록도이다. 예시된 실시예에서, 명령어 변환기는 소프트웨어 명령어 변환기이지만, 대안적으로 명령어 변환기는 소프트웨어, 펌웨어, 하드웨어 또는 이들의 다양한 조합으로 구현될 수 있다. 도 8은 하이 레벨 언어(802)로 된 프로그램이 x86 컴파일러(804)를 사용하여 컴파일링되어, 적어도 하나의 x86 명령어 세트 코어를 갖는 프로세서(816)에 의해 본래 실행될 수 있는 x86 바이너리 코드(806)를 생성할 수 있는 것을 도시한다.

적어도 하나의 x86 명령어 세트 코어를 갖는 프로세서(816)는, 적어도 하나의 x86 명령어 세트 코어를 갖는 Intel® 프로세서와 실질적으로 동일한 결과를 달성하기 위해서, (1) Intel® x86 명령어 세트 코어의 명령어 세트의 상당부 또는 (2) 적어도 하나의 x86 명령어 세트 코어를 갖는 Intel® 프로세서 상에서 실행되도록 되어 있는 오브젝트 코드 버전의 애플리케이션들 또는 다른 소프트웨어를, 호환가능하게 실행하거나 또는 다른 방식으로 처리함으로써, 적어도 하나의 x86 명령어 세트 코어를 갖는 Intel® 프로세서와 실질적으로 동일한 기능을 수행할 수 있는 임의의 프로세서를 나타낸다. x86 컴파일러(804)는, 부가적인 링크 처리(linkage processing)를 갖거나 갖지 않고서 적어도 하나의 x86 명령어 세트 코어를 갖는 프로세서(816) 상에서 실행될 수 있는 x86 바이너리 코드(806)(예를 들어, 오브젝트 코드)를 생성하도록 동작 가능한 컴파일러를 나타낸다. 유사하게, 도 8은 하이 레벨 언어(802)로 된 프로그램이 대안 명령어 세트 컴파일러(808)를 사용하여 컴파일링되어, 적어도 하나의 x86 명령어 세트 코어를 갖지 않는 프로세서(814)(예를 들어, 캘리포니아주 서니베일 소재의 MIPS Technologies의 MIPS 명령어 세트를 실행하고/하거나 영국 케임브리지 소재의 ARM Holdings의 ARM 명령어 세트를 실행하는 코어들을 갖는 프로세서)에 의해 본래 실행될 수 있는 대안 명령어 세트 바이너리 코드(810)를 생성할 수 있는 것을 도시한다.

명령어 변환기(812)는, x86 바이너리 코드(806)를, x86 명령어 세트 코어를 갖지 않는 프로세서(814)에 의해 본래 실행될 수 있는 코드로 변환하는데 사용된다. 이러한 변환된 코드는 대안 명령어 세트 바이너리 코드(810)와 동일할 가능성이 낮은데, 그 이유는 이것을 할 수 있는 명령어 변환기가 제조되기 어렵기 때문이다; 그러나, 변환된 코드는 일반 연산을 달성할 것이며, 대안 명령어 세트로부터의 명령어들로 이루어질 것이다. 따라서, 명령어 변환기(812)는, 에뮬레이션, 시뮬레이션 또는 임의의 다른 프로세스를 통해, x86 명령어 세트 프로세서 또는 코어를 갖지 않는 프로세서 또는 다른 전자 디바이스가 x86 바이너리 코드(806)를 실행하는 것을 허용하는 소프트웨어, 펌웨어, 하드웨어 또는 이들의 조합을 나타낸다.

경량 스택 기반의 프리디케이션

경량 스택 기반의 프리디케이션의 실시예가 설명될 것이다. 실시예는 기존의 술어 레지스터 구현에 비해 하드웨어 복잡성이 감소된 술어 스택 구현을 위한 리네이밍 로직 및 레지스터를 포함한다. 게다가, 술어 레지스터 리네이밍 및 술어 레지스터들의 재생(reclaiming)은 종래의 술어 레지스터 구현과 비교하여 단순화된 로직을 사용하여 수행될 수 있다.

일 실시예에서, 술어 명령어들은 술어 값들을 생성하고 이들을 술어 스택에 푸시하여 추후 명령어에 의한 조건부 실행을 가능하게 한다. 명령어는 스택 상의 특정된 술어 값에 기초하여 조건부로 실행된다. 일 실시예에서, 조건부로 실행된 분기들에 걸쳐 스택 일관성을 유지하기 위해 술어 스택 관리 및 동기화 명령어가 제공된다.

일 실시예에서, 술어 레지스터 스택에 대한 레지스터 리네임 로직은 프로세서 명령어 파이프라인에서 더 일찍 이동된다. 조기 술어 레지스터 리네이밍은, 조기 분기 결과 계산 및 종래의 술어 레지스터 구현에 비해 개선된 분기 예측 오류 복구를 이용하여, 술어화된(predicated) 명령어에 대한 술어를 포함하는 물리적 레지스터가 명령어 디코드 스테이지에서 조기에 사용될 수 있게 한다.

성능 향상은 기존의 구현과 비교하여 술어 레지스터에 대한 다이 면적 요건을 감소시킴으로써 구현 비용을 감소시키면서 실현될 수 있다. 감소된 다이 면적은 프로세서 동적 커패시턴스의 감소와 프로세서 전력 소모에서의 연관된 감소를 초래할 수 있다. 게다가, 명시적 술어 목적지 레지스터가 명령어에 요구되지 않을 수 있기 때문에, 술어 값을 생성하는 명령어에 대한 명령어 인코딩 공간 요건은 감소될 수 있다.

일 실시예에서, 프리디케이션 구현은 비순차 하드웨어 소프트웨어 공동 설계된 프로세서에서 구현하기에 적합하다. 술어 레지스터에 대한 소프트웨어 지원은 프로그램으로 컴파일되거나 실행을 위해 바이너리 변환 시스템에 의해 포스트 컴파일로 삽입될 수 있다. 단순화된 하드웨어 로직은 기존의 술어 레지스터 구현에 비해 프로세서 다이 면적의 추가 절약과 프로세서 동적 커패시턴스에서의 추가 감소를 가져온다.

술어 레지스터 스택 개요

다양한 실시예에서, 술어 값은 레지스터 스택에 구성된다. 따라서, 소스 및 목적지 논리 레지스터들은 술어 값을 소비하고 생성하는 명령어에 의해 명시적으로 참조되지 않는다. 대신, 술어 판독 및 기입은 ToS(Top-of-Stack) 레지스터와 관련된 술어 스택 내의 특정 위치에 값을 어드레싱한다. 일 실시예에서, 술어 값에 대한 참조는 현재 ToS 값(예를 들어, ToS, ToS-1, ToS+2)과 관련하여 이루어진다. 일 실시예에서, 스택 참조는 값들을 스택으로 또는 스택으로부터 푸싱(pushing)(예를 들어, 기입) 또는 파핑(popping)(예를 들어, 판독)함으로써 이루어진다. 푸시 또는 팝 동작의 타입에 따라, 그 동작은 ToS 값에 부작용이 있을 수 있다.

일 실시예에서, 술어 스택 상태를 명시적으로 관리하고 유지하기 위한 명령어들이 제공된다. 예를 들어, 분기의 리컨버전스(reconvergence) 후에 술어 스택 값의 일관된 뷰를 유지하기 위한 명령어가 제공된다. 일 실시예에서, 술어 스택 관리 기능은 다양한 소프트웨어 제어 흐름 경로에 걸쳐 술어 스택의 일관성을 유지하는데 사용될 수 있다. 코드가 상이한 제어 흐름 경로를 따르므로, 술어 스택에 대한 상이한 수의 푸시 및 팝이 발생할 수 있다. 일부 경우에, 포스트 리컨버전스 코드(post reconvergence code)는 사전 발산 술어 값들(pre-divergence predicate values)에 액세스하지 못할 수도 있다. 예를 들어, 포스트 리컨버전스 코드의 위치는 이전 제어 흐름 경로 중 어느 것이 취해졌는지에 따라 달라질 수 있다. 예시적인 제어 흐름 명령어들은 아래에서 도 13-15와 함께 설명된다.

조기 분기 계산 및 예측 오류 복구

일 실시예에서, 스택 기반의 프리디케이션 구현은 프로세서 파이프라인 내에서 술어 레지스터의 논리적 대 물리적 매핑의 조기 실현을 가능하게 한다. 따라서 조기 계산된 술어 값은 분기의 결과를 계산하거나 분기가 실행되기 전에 그 예측 오류를 정정하는 데 사용될 수 있다. 보다 전통적인 조직을 이용하여 그렇게 하는 것은 프로세서 파이프라인에서 나중에 리네이밍이 발생하기 때문에 훨씬 더 복잡해진다.

도 9는 레지스터 에일리어스 테이블로 술어 리네이밍을 구현하는 비순차 프로세서에 대한 예시적인 파이프라인의 블록도이다. 레지스터 에일리어스 테이블(RAT)은 레지스터 리네이밍에 대한 전통적인 접근 방식이다. 도시된 파이프라인은 예시적인 것이며 임의의 특정 프로세서 아키텍처의 프로세서 파이프라인을 예시하기 위한 것은 아니나, 비순차 레지스터 리네이밍 프로세서의 처리 파이프라인의 일부의 일반적인 예로서 제시된다. 단순화를 위해, 파이프라인의 일부는 도 1b의 예시적인 순차 파이프라인 및 예시적인 레지스터 리네이밍 비순차 발행/실행 아키텍처의 컴포넌트들을 사용하여 도시된다.

이전에 예시된 분기 예측 유닛(132), 명령어 페치 유닛(138), 디코드 유닛(140) 및 실행 유닛(162)은 도 1b에 도시되어 있다. 게다가, 에일리어스 컴포넌트(942), 명령어 큐 컴포넌트(944), 리네임 컴포넌트(952), 술어 RAT 컴포넌트(954) 및 섀도(shadow) RAT 컴포넌트(956)가 도시되어 있다. 에일리어스 컴포넌트(942) 및 리네임 컴포넌트(952)는 도 1b에 도시된 리네임/할당기 유닛(152)의 부분들일 수 있다. 술어 RAT(954) 및 섀도 RAT(956)는 도 1b에 도시된 물리적 레지스터 파일(들) 유닛(들)(158) 중 하나 이상에 상주할 수 있다.

본 기술분야에 공지된 프리디케이션 구현에서, 술어 RAT 컴포넌트(954)는 본 기술분야에 공지된 다른 RAT로서 구현되며, 여기서 레지스터 에일리어스들은 물리 레지스터들 중 하나에 대한 명령어에 의해 명시적으로 식별되는 논리적 레지스터 지정자와 물리적 레지스터 사이에서 생성된다. 논리적 레지스터 지정자는 프로세서 파이프라인의 리네이밍 스테이지에서 물리적 레지스터 지정자로 변환된다. 레지스터 리네이밍 동안, 명령어들의 그룹은 리네이밍 컴포넌트(952)에 들어간다. 이러한 명령어들 간의 데이터 의존성이 결정되고 가능한 소스 피연산자 물리적 레지스터들의 세트가 에일리어스 테이블(예를 들어, RAT)을 사용하여 결정된다. 분기 추측 동안, 술어 RAT(954)는 레지스터 리네이밍을 위한 추측 에일리어스 정보를 저장한다. 섀도 RAT(956)는 분기 예측 오류의 경우에 데이터 복구에 사용되는 덜 추측적인 섀도 상태(less speculative shadow state)를 저장한다.

실행 중에, 술어 레지스터의 물리적 ID는 리네임 컴포넌트(952)까지 알려지지 않는다. 따라서, 술어 레지스터의 물리적 레지스터 ID에 대한 지식에 의존하는 분기 예측 또는 분기 예측 오류 정정은 지연된다. 일부 경우에, 예측 오류 복구 경로(970)는 실행 유닛(162)만큼 늦게 지연될 수 있다. 따라서, 비순차, 레지스터-리네이밍 파이프라인에서 프리디케이션의 사용은 분기 예측이 올바르게 예측하지 못하는 드문 경우에 심각한 분기 예측 오류 페널티를 초래할 수 있다.

도 10은 실시예에 따른, 술어 레지스터 스택을 구현하는 비순차 프로세서에 대한 파이프라인의 블록도이다. 일 실시예에서, 스택 기반의 프리디케이션 구현은 술어 레지스터에 대한 물리적 레지스터 실현을 프로세서 파이프라인으로 일찍 이동시킴으로써 예측 오류 패널티를 상당히 감소시킨다.

실시예를 구현하도록 구성된 업데이트된 프로세서 컴포넌트들이 설명된다. 업데이트된 컴포넌트는 분기 예측 유닛(1032), 명령어 페치 유닛(1038), 디코드 유닛(1040), 에일리어스 컴포넌트(1042), 명령어 큐 컴포넌트(1044), 리네임 컴포넌트(1052) 및 실행 유닛(1062)을 포함한다.

술어 리네임 연산은 오프셋이 알려지자마자 수행될 수 있고, 리네임 로직(1054)은 종래의 레지스터 리네임 로직과 비교하여 상당히 감소된 하드웨어 로직을 사용하여 구현될 수 있다. 일 실시예에서, 오프셋은 파이프라인의 명령어 디코드 스테이지 동안 디코드 유닛(1040) 내에서 알려지게 된다. 일단 오프셋이 알려지면, 술어 ToS 레지스터 및 리네임 로직(1054)은 술어 물리적 레지스터 ID를 결정할 수 있다. 명령어 파이프라인에서 조기에 술어 레지스터 리네임으로 진행하는 것(advancing)은 이전에 계산된 술어 값에 기초하여 분기 예측 오류 복구를 수행하는 추가 기회를 제공한다. 따라서, 실행 유닛(1062)이 예측 오류 복구 경로(1070) 상에 가능한 노드로 유지되는 동안, 조기 예측 오류 검출 포인트들(1072)은 디코드 유닛(1040), 에일리어스 컴포넌트(1042), 명령어 큐 컴포넌트(1044) 또는 리네임 컴포넌트(1052) 중 하나 이상에서 인에이블될 수 있다.

일 실시예에서는, 한 세트의 섀도 술어 레지스터들(1056)이 포함된다. 분기 예측 오류의 결과로서 전체 또는 부분 파이프라인 플러시의 경우에, 올바른 ToS 물리적 레지스터 식별자는 섀도 술어 레지스터들(1056) 중 하나로부터 복구될 수 있다. 일 실시예에서, ToS 식별자의 섀도 카피는 각각의 잠재적 파이프라인 플러시 포인트에서 유지된다. 예를 들어, 하나의 섀도 카피는 전체 파이프라인 플러시를 처리하기 위해 커밋에서 사용되고, 하나의 부가적인 섀도 카피는, 예를 들어 잠재적인 조기 예측 오류 포인트들(1072) 중 하나에서 부분 파이프라인 플러시로부터 복구를 위해 파이프라인 내의 조기 포인트에서 유지될 수 있다.

예시적인 술어 레지스터 스택 구현

도 11은 실시예들이 구현될 수 있는 예시적인 프로세서의 블록도이다. 코어들이 다를지라도(예를 들어, 코어들 1-N은 유사한 로직을 가질 수 있음), 단일 프로세서 코어(1190)(예를 들어, 코어 0)의 상세가 간략화를 위해 예시된다. 일 실시예에서, 프로세서 코어(1190)는 도 1의 예시적인 프로세서(190)에 도시된 프로세서 컴포넌트들을 포함한다. 게다가, 각각의 코어는 향상된 분기 예측 유닛(1132), 명령어 페치 유닛(1138) 및 디코드 유닛(1140)을 적어도 포함하는 향상된 프론트 엔드 유닛(1130)을 포함할 수 있다. 일 실시예에서, 각각의 코어는 리네임/할당기 유닛(1152), 스케줄러 유닛(1156), 및 물리적 레지스터 파일(들) 유닛(들)(1158)을 포함하는 향상된 비순차 실행 엔진 유닛(1150)을 포함한다.

일 실시예에서, 프로세서 코어(1190)는 도 10의 스택 기반의 술어 시스템을 구현한다. 그러한 실시예에서, 분기 예측 유닛(1032)은 분기 예측 유닛(1132)에서 구현된다. 명령어 페치 유닛(1038)은 명령어 페치 유닛(1138)에서 구현된다. 디코드 유닛(1040)은 디코드 유닛(1140)에서 구현된다. 일 실시예에서, 에일리어스 컴포넌트(1042) 컴포넌트 및 리네임 컴포넌트(1052)는 리네임/할당기 유닛(1152)에서 구현된다. 실행 유닛(1062)은 실행 유닛(들)(162) 중 임의의 하나 이상일 수 있다. 명령어 큐(1052)는 스케줄러 유닛(들)(1156) 중 하나 이상의 내에서 예약 스테이션으로서 구현될 수 있다.

일 실시예에서, ToS 레지스터 및 리네임 로직(1054)은 디코드 유닛(1140) 내에서 구현되거나 이와 연관된다. 그러나 술어 레지스터 하드웨어가 프로세서 코어의 다른 컴포넌트에서 구현되는 경우, 조기 술어 레지스터 결정은 여전히 수행될 수 있다(예를 들어, 디코드 스테이지 동안). 일 실시예에서, ToS 레지스터 및 리네임 로직(1054)은 프론트 엔드 유닛(1130)에 의해 액세스 가능한 단순화된 리네이밍 로직을 사용하여 리네임/할당기 유닛(1152) 내에서 구현된다. 일 실시예에서, 술어 ToS 레지스터 및 리네임 로직(1054)은 물리적 레지스터 파일 유닛들(1158) 중 하나 이상의 내에서 구현된다.

도 12a 및 도 12b는 술어 레지스터 스택의 실시예를 구현하기 위한 프로세서 컴포넌트의 블록도들이다. 프로세서 컴포넌트는 도 11의 프로세서 코어(1190)의 컴포넌트로서 예시된다. 특히, 도 12a는 실행 엔진 유닛(1150) 및 물리적 레지스터 파일 유닛(1158)을 도시한다. 물리적 레지스터 파일 유닛(1158)은 별개의 실행 유닛들(도시되지 않음) 중 하나 이상에 접속될 수 있다. 도 12b는 물리적 레지스터 파일 유닛(1158)의 확대도를 도시한다.

도 12a에 도시된 바와 같이, 일 실시예에서, 레지스터 리네임 컴포넌트(1152.1) 및 레지스터 할당 컴포넌트(1152.2)는 실행 엔진 유닛(1150)의 리네임/할당기 유닛(1152) 내에 포함된다. 스케줄러 유닛(1156) 내의 예약 스테이션(1257)은 도 10의 비순차 명령어 큐(1044)를 구현하는데 사용될 수 있다. 일 실시예에서, 물리적 레지스터 파일 유닛(1158)은 실행 엔진 유닛(1150) 내에서 사용되는 다른 물리적 레지스터들과 함께 술어 ToS 레지스터 및 리네임 로직(1254)을 포함한다. 술어 ToS 레지스터 및 리네임 로직(1254)은 술어 레지스터 세트(1210) 내의 레지스터의 레지스터 ID를 선택하는데 사용된다. 술어 레지스터 세트(1210) 내의 레지스터들은 술어 레지스터 스택의 레지스터들을 위해 사용된다.

일 실시예에서, 물리적 술어 레지스터 세트(1210) 내의 각각의 술어 레지스터는 단일 비트 술어 값(예를 들어, 참의 경우 0b1 또는 거짓의 경우 0b0)을 유지하도록 구성된 단일 비트 레지스터이다. 일 실시예에서, 다중-비트 레지스터(예를 들어, 16비트, 32비트) 및 레지스터 로직으로부터 구성된 경우, 술어 레지스터 세트(1210)는 다중-비트 레지스터의 단일 비트들을 단일 술어 레지스터들로서 제시하도록 구성된다.

도 12b는 물리적 레지스터 파일 유닛(1158)의 확대도를 도시한다. 임의의 주어진 시간에서의 라이브 술어 레지스터들의 세트는 [ToS-MAX_OFFSET, ToS + MAX_OFFSET]로서 정의되고, 여기서 도 12a-b에서의 +N 및 -N은 +MAX_OFFSET 및 -MAX_OFFSET이 술어 레지스터 스택에 대한 ToS(1206)를 형성하는 것을 예시한다. MAX_OFFSET은 실시예들에 따라 달라진다. 술어 값들이 계산될 때, 그 값들은 술어 스택의 최상부(top of the predicate stack)(예를 들어, ToS(1206) 위의 레지스터)로 푸시되고, ToS는 새로운 값으로 진행된다.

일 실시예에서, 술어 레지스터 리네이밍 로직(1254)은 ToS 레지스터의 레지스터 ID를 저장하는 레지스터(1204) 및 ToS ID로부터의 요청된 오프셋을 계산하는 ALU(1202)를 포함한다. 이전에 계산된 술어들은 현재 술어 ToS 레지스터(예를 들어, ToS + 1, ToS - 2 등)와 관련하여 식별된다. 특정 값의 논리적 명칭은 시간이 지남에 따라 변경될 것이다. 예를 들어, ToS에서의 특정한 술어 레지스터는, 다음 술어 값이 술어 레지스터 스택으로 푸시된 후 ToS-1에서 어드레싱될 것이다. ToS 레지스터가 증가할 때마다, 술어들(예를 들어, ToS - (MAX_OFFSET + 1) 위치 내의 술어들) 중 하나는 라이브 술어 값들의 범위 밖으로 이동한다. 이것이 일어날 때, ToS - (MAX_OFFSET +1) 위치 내의 술어 값은 수명이 다 된(dead) 것으로 간주된다. 해당 논리 레지스터와 연관된 물리적 레지스터는 그 논리 레지스터가 일단 수명이 다하면 재생된다.

전체 또는 부분 파이프라인 플러시의 경우에, 정확한 ToS 값은 섀도 ToS 레지스터들(1256) 내의 섀도 카피들로부터 복구된다. 일 실시예에서, 섀도 카피는 각각의 잠재적인 파이프라인 플러시 포인트에서 유지된다. 일 실시예에서, 소프트웨어는, 논리적으로 [ToS - MAX_OFFSET, ToS + MAX_OFFSET] 밖에 있는 술어 값이, 파이프라인을 플러시하고 해당 술어 값이 여전히 유효하게 남아 있어야 하는 포인트로 프로세서 상태를 롤백(roll back)하는 것이 계속 가능한 경우 해제되어서는 안 된다는 경고와 함께 개발된다. 일 실시예에서는, 프로세서 상태의 롤백 후에 레지스터가 라이브 상태가 될 수 있는 경우 논리 레지스터가 해제되는 것을 방지하기 위한 로직이 포함된다. 술어 레지스터의 비용이 상대적으로 낮기 때문에, 일 실시예에서, 물리적 레지스터의 개수는 우도 술어 레지스터 아웃 오브 바운드 이슈(likelihood predicate register out of bounds issue)를 제한할 만큼 충분히 크게 유지될 수 있다. 최대 16개의 라이브 술어 레지스터를 포함하는 술어 레지스터 스택은 일 구현에서 충분한다. 그러나, 임의의 한 시점에서의 라이브 술어 레지스터들의 개수는 프로세서 또는 프로세서 코어의 명령어 파이프라인의 길이에 기초하여 조정될 수 있다.

새로운 술어 값은 계산되어, 명시적으로 비교 명령어의 일부 플레이버(flavor)와 함께 또는 암시적으로 어떤 방식으로든 테스트될 수 있는 값을 계산하는 임의의 명령어에 의해 스택으로 푸시될 수 있다. 예를 들어, 아키텍처 플래그를 수정하는 임의의 기존 명령어는 잠재적으로 술어 값을 술어 스택으로 푸시할 수 있다. 주어진 명령어에 대해 푸시하거나 또는 비교하기 위해 술어 값으로 사용할 아키텍처 플래그는 명령어 인코딩의 일부로서 특정될 수 있으며, 항상 0 또는 임의의 다른 조건에 대해 테스트하는 것으로 가정할 수 있다. 일 실시예에서, 임의의 생성된 값은 항상 ToS로 푸시된다. 따라서, 명시적인 목적지 술어 레지스터는 명령어 인코딩에서 특정되지 않는다.

일 실시예에서, ToS는 항상 늘어난다고 가정할 수 있고, 명시적인 팝 명령어는 제공되지 않는다. 그러나 일 실시예에서, 팝 명령어는 스택으로부터 값들을 제거하고 파핑된 값들의 개수만큼 ToS를 축소하도록 구현될 수 있다. 일 실시예에서, 스택 동기화 명령어의 결과로서 ToS를 이전 포인트로 이동시키는 암시적인 팝 명령어가 제공된다.

술어 레지스터 스택 관리 명령어들

스택 기반 설계에서, 프로그램이 상이한 제어 경로를 취할 수 있는 경우, 제어 경로가 수렴할 때 스택은 일관된 상태에 있어야 한다. 즉, 술어 ToS 레지스터 및 모든 TOS - N 참조는 어떤 경로가 취해졌는지에 관계없이 동일한 술어 레지스터를 참조해야 한다. 스택으로 푸시된 술어 값들의 개수가 제어 흐름 경로들 사이에서 상이한 경우, 술어 레지스터 스택은 일관되지 않게 된다. 술어 레지스터 스택을 일관되지 않은 상태에 두는 예시적인 명령어들의 세트가 아래의 표 1에 도시되어 있다.

상기 표 1에서, 2개의 분기 경로 중 하나는 라인 2에서 ToS에 의해 표시된 술어 레지스터 내의 값에 기초하여 실행된다. predicate_false 경로는 2개의 술어 값을 술어 스택으로 푸시한다. predicate_true 경로는 하나의 술어 값을 술어 스택으로 푸시한다. 따라서 라인 7에서의 분기는 이전 분기 경로 중 어느 것이 취해졌는지에 따라 상이한 술어 값을 사용하여 평가될 것이며, 이것은 의도된 결과가 아닐 수 있다.

일 실시예에서, 특수화된 명령어는 (예를 들어, 컴파일러 또는 개발자가) 상이한 개수의 술어 값을 술어 레지스터 스택으로 푸시하는 분기 경로에 걸쳐 스택 일관성을 유지할 수 있도록 포함된다.

술어 스택 푸시 명령어

일 실시예에서, 명령어(예를 들어, ppush)는 하나 이상의 값을 술어 스택으로 명시적으로 푸시하고 적절하게 ToS를 진행시키기 위해 제공된다. 스택에 푸시된 값들은 참(true) 또는 거짓(false)일 수 있다. 일 실시예에서, 'don't-care' 값이 푸시될 수 있다. don't-care 값을 푸시하는 것은 ToS를 업데이트할 것이고, 새 값을 설정함이 없이 술어 레지스터에 존재하는 기존 값을 재사용할 것이다. 술어 레지스터 스택 일관성을 유지하기 위해 술어 스택 푸시 명령어를 이용하는 명령어들의 예시적인 세트가 아래 표 2에 도시된다.

상기 표 2에서는, 부가적인 'ppush 0x1' 명령어가 라인 6a에 도시되어 있다. 일 실시예에서, ppush 0x1 명령어는 0x1 값을 술어 스택으로 푸시하고 ToS를 삽입된 값으로 업데이트할 것이다. 그 결과, 스택에 푸시된 술어 값들의 개수는 양쪽 분기에서 동일하게 될 것이다. 따라서, 라인 7에서의 분기는 이전 분기 실행에 관계없이 동일한 술어 값을 사용하여 평가될 것이다. 단일 비트의 푸시가 나타나는 동안(예를 들어, 0x1), 실시예는 여러 비트가 명령어의 소스 피연산자의 비트 값에 기초하여 스택으로 푸시되는 것을 인에이블한다. 예를 들어, 소스 값이 0x3(예를 들어, 0b11)이면, 실시예는 2개의 참된 술어를 스택으로 푸시한다.

술어 스택 큐 및 동기화 명령어

일 실시예에서, 술어 큐(예를 들어, pqueue) 및 술어 동기화(예를 들어, psync) 명령어들이 제공된다. pqueue 명령어는 ToS가 이들 값을 넘어서 진행함이 없이 명시적인 일련의 하나 이상의 술어를 스택으로 푸시할 수 있다. 따라서 미래 값들이 스택으로 푸시될 때, 미래 값들은 pqueue 명령어에 의해 푸시된 값을 오버라이트한다. pqueue 명령어는 psync 명령어에 의한 차후 사용을 위해 ToS의 현재 위치를 저장할 수도 있다.

실시예에 따르면, psync 명령어는, ToS를 큐 명령어(예를 들어, psync bottom, psync.b) 이전의 위치로 이동시키거나, 이전 pqueue 명령어(예를 들어, psync top, psync.t)에 의해 기입된 최종 술어 값을 가리킬 때까지 ToS를 진행시킨다. 예를 들어, psync bottom 명령어는 상이한 제어 흐름 경로에서 계산된 술어들 중 어느 것도 분기 리컨버전스 포인트를 지나서 산다고 의도되지 않는 경우에 사용될 수 있으며, 그 결과 pqueue에 의해 푸시된 임의의 값들의 암시적인 파핑을 유발할 수 있을 뿐만 아니라, 임의의 다른 값들이 pqueue와 psync bottom 사이에서 스택으로 푸시된다. 반대로, 가변 개수의 푸시가 분기 중에 발생하고 이들 값 중 일부 개수가 리컨버전스 포인트를 지나서 산다고 의도되는 경우, psync top 명령어가 사용될 수 있다. 술어 레지스터 스택 일관성을 유지하기 위해 술어 스택 큐 및 동기화 명령어를 이용하는 명령어들의 예시적인 세트가 아래 표 3에 도시되어 있다.

상기 표 3에서, 라인 1a는 0x3(예를 들어, 0b11)의 값을 스택으로 푸시하기 위한 pqueue 명령어를 도시한다. 따라서, 2개의 참된 술어 값이 푸시된다. 일 실시예에서, pqueue 명령어는 차후 사용을 위해 ToS 위치를 저장하지만, 새로 대기중인 값들(newly queued values)을 반영하도록 ToS 위치를 업데이트하지 않는다. ToS 위치가 pqueue 명령어의 결과로 업데이트되지 않기 때문에, 라인 2에서의 br.p 명령어에 의한 ToS에 대한 참조는 라인 1에서의 add.p 명령어에 의해 푸시된 술어 값에 대한 참조이다. 라인 2에서의 분기에 후속하여, 2개의 값은 라인 3 및 4에서의 명령어에 의해 술어 스택으로 푸시되거나, 하나의 값은 라인 6에서의 명령어에 의해 술어 스택으로 푸시된다. 이 분기를 따른 각각의 푸시는 라인 1a에서 pqueue 명령어에 의해 삽입된 값들을 오버라이트하여, 각각의 푸시 이후에 스택을 진행시킨다.

라인 6b에서, psync 명령어는 술어 스택을 동기화하는데 사용된다. psync.t 또는 psync.b 중 하나가 사용될 수 있다. psync.t 명령어는 ToS를 바로 이전 pqueue 명령어에 의해 기입된 최종 값으로 진행시키는 데 사용된다. 표 C의 코드에서, 라인 1a에서의 pqueue 0x3은 2개의 술어 값을 술어 스택으로 푸시했다. 따라서, 일 실시예에서, 라인 6a에서의 psync.t는 이전 ToS 위치를 검색하고 라인 1a에서 pqueue 명령어에 의해 저장되었던 이전 ToS 값을 초과하는 2개의 위치로 ToS를 진행시킨다. 대안적으로, psync.b 명령어는 ToS를 pqueue 명령어 이전의 위치로 되돌리는 데 사용될 수 있고, 본질적으로 이전 분기를 따라 푸시된 임의의 술어 값을 폐기한다. 두 경우 모두, 개발자 또는 컴파일러는 분기 컨버전스 후에 술어 스택 상태를 확신할 수 있다.

도 13은 실시예에 따른, 술어 스택을 관리하기 위한 명령어들을 포함하는 처리 시스템의 블록도이다. 예시적인 처리 시스템은 메인 메모리(1300)에 결합된 프로세서(1355)를 포함한다. 프로세서(1355)는 술어 스택 관리 명령어들을 디코딩하기 위한 디코드 로직(1331)을 갖는 디코드 유닛(1330)을 포함한다. 게다가, 프로세서 실행 엔진 유닛(1340)은 술어 레지스터 스택 명령어를 실행하기 위한 부가적인 실행 로직(1341)을 포함한다. 레지스터(1305)는 실행 유닛(1340)이 명령어 스트림을 실행할 때 피연산자, 제어 데이터 및 다른 타입의 데이터에 대한 레지스터 스토리지를 제공한다. 일 실시예에서 레지스터들(1305)은 또한 본 명세서에 설명된 바와 같이 논리적 술어 레지스터 스택을 구현하는데 사용되는 물리적 레지스터들을 포함한다.

도 13에서는 간략화를 위해 단일 프로세서 코어("코어 0")의 상세가 도시된다. 그러나 도 13에 도시된 각각의 코어가 코어 0으로서 로직의 동일 세트를 가지고 있을 수 있음을 이해할 것이다. 도시된 바와 같이, 각각의 코어는 특정된 캐시 관리 정책에 따라 명령어 및 데이터를 캐싱하기 위한 전용 레벨 1(L1) 캐시(1312) 및 레벨 2(L2) 캐시(1311)를 또한 포함할 수 있다. L1 캐시(1311)는 명령어들을 저장하기 위한 별도의 명령어 캐시(1320) 및 데이터를 저장하기 위한 별도의 데이터 캐시(1321)를 포함한다. 다양한 프로세서 캐시 내에 저장된 명령어 및 데이터는 고정된 크기(예를 들어, 64, 128, 512 바이트 길이)일 수 있는 캐시 라인들의 세분성(granularity)에서 관리된다. 이런 예시적인 실시예의 각각의 코어는 메인 메모리(1300) 및/또는 공유 레벨 3(L3) 캐시(1316)로부터 명령어들을 페치하기 위한 명령어 페치 유닛(1310); 명령어들을 디코딩하기 위한 디코드 유닛(1320); 명령어들을 실행하기 위한 실행 유닛(1340); 및 명령어를 리타이어링하고 결과를 라이트 백 하기 위한 라이트 백/리타이어 유닛(1350)을 갖는다.

명령어 페치 유닛(1310)은, 메모리(1300)(또는 캐시들 중 하나)로부터 페치될 다음 명령어의 어드레스를 저장하기 위한 다음 명령어 포인터(1303); 어드레스 번역의 속도를 개선하기 위해 최근 사용된 가상-대-물리적(virtual-to-physical) 명령어 어드레스들의 맵을 저장하기 위한 명령어 번역 색인 버퍼(Instruction Translation Look-aside Buffer)(ITLB)(1304); 명령어 분기 어드레스들을 추정하여 예측하기 위한 분기 예측 유닛(1302); 및 분기 어드레스들 및 타겟 어드레스들을 저장하기 위한 분기 타겟 버퍼들(Branch Target Buffers)(BTBs)(1301)을 포함하는 여러 공지된 컴포넌트들을 포함한다. 일단 패치되면, 명령어들은 디코드 유닛(1330), 실행 유닛(1340) 및 라이트 백/리타이어 유닛(1350)을 포함하는 명령어 파이프라인의 나머지 스테이지들로 스트리밍된다.

도 14는 실시예에 따른, 예시적인 술어 스택 관리 명령어를 처리하기 위한 로직에 대한 흐름도이다. 블록 1402에서, 명령어 파이프라인은 술어 레지스터 스택을 수정하거나 그렇지 않으면 이에 액세스하는 명령어의 페치와 함께 존재한다. 명령어는 술어 레지스터 스택을 수정하는 명령어, 또는 명령어에 의해 수행된 계산의 결과로서 설정되거나 설정되지 않을 수 있는, 아키텍처 상태 플래그에 대한 비교에 기초하여 술어 레지스터 스택을 수정하는 명령어일 수 있다.

블록 1404에서, 프로세서는 명령어를 디코딩된 명령어로 디코딩한다. 일 실시예에서, 디코딩된 명령어는 단일 연산이다. 일 실시예에서, 디코딩된 명령어는 명령어의 각각의 서브세트를 수행하는 하나 이상의 논리 마이크로 연산을 포함한다. 마이크로 연산은 하드-와이어되거나, 마이크로코드 연산은 실행 유닛과 같은 프로세서의 컴포넌트들이 다양한 연산을 수행하여 명령어를 구현하게 할 수 있다.

블록 1406에서, 프로세서의 실행 유닛은 디코딩된 명령어를 실행하여 술어 레지스터 스택에 액세스하는 연산을 수행한다. 일 실시예에서, 명령어는 스택 내의 논리 위치(예를 들어, ToS, ToS-1, ToS+1)를 포함하는 피연산자에 의해 특정된 술어 스택 상의 위치로부터 판독을 야기한다. 일 실시예에서, 명령어는 술어 레지스터 스택으로 푸시를 야기한다. 술어 레지스터 스택으로 값들을 푸시하라는 명령어들의 경우, 일 실시예에서, 생성된 값이 ToS로 푸시되기 때문에, 어떠한 명시적인 목적지 술어 레지스터도 값들을 술어 스택으로 푸시하라는 명령어에 대한 명령어 인코딩에서 특정되지 않는다.

블록 1408에서, 명령어는 프로세서로 하여금 명령어에 의해 표시된 바와 같이 술어 레지스터 스택을 수정하게 한다. 일 실시예에서, 명령어는 프로세서 실행 유닛으로 하여금 명령어 실행 중에 설정된 하나 이상의 아키텍처 플래그(예를 들어, 캐리, 제로 오버플로우, 네거티브)에 기초하여 값을 생성하여 술어 레지스터 스택으로 푸시하게 한다. 일 실시예에서, 명령어는 명시적 술어 스택 관리 연산을 수행하기 위한 명령어이다. 명령어는 ToS 값을 진행시킴이 없이 하나 이상의 값을 술어 스택으로 푸시하거나, ToS 값을 진행시키면서 하나 이상의 값을 술어 스택으로 푸시하거나, ToS를 이전 술어 스택 연산에 기초한 위치에 동기화하는 것을 포함하는, 술어 스택에 대한 임의의 수의 연산을 수행할 수 있다.

도 15a-c는 실시예에 따른 특정한 술어 스택 관리 명령어에 대한 흐름도이다. 도 15a는 실시예에 따른 술어 스택 푸시 명령어(예를 들어, ppush)에 대한 로직을 도시한다. 도 15b는 실시예에 따른 술어 스택 큐 명령어(예를 들어, pqueue)에 대한 로직을 도시한다. 도 15c는 실시예에 따른 술어 스택 동기화 명령어(예를 들어, psync.b, psync.t)에 대한 로직을 도시한다. 명시적인 술어 스택 관리를 수행하는 부가적인 명령어들이 본 명세서에 설명된 실시예들과 일치하는 것으로 가정될 수 있음을 이해할 것이다.

도 15a에 도시된 바와 같이, 블록 1504에서, 일 실시예에서, 디코드 유닛은 제1 피연산자를 갖는 제1 명령어(예를 들어, 술어 푸시 명령어)를 제1 디코딩된 명령어로 디코딩한다. 블록 1506에서, 프로세서 실행 유닛과 같은 프로세서 컴포넌트는 제1 피연산자에 대한 제1 피연산자 값을 검색하는 연산을 수행하며, 여기서 제1 피연산자 값은 하나 이상의 술어 값을 포함한다. 블록 1508에서, 프로세서는 피연산자 값의 비트들에 기초하여 하나 이상의 술어 값을 디코딩한다. 예를 들어, 0x4의 피연산자 값은 0b100으로 디코딩될 수 있으며, 결과적으로 3개의 술어 값(예를 들어, 0b1, 0b0 및 0b0)이 술어 스택으로 푸시된다.

블록 1510에서, 프로세서 실행 로직은 디코딩된 술어 값들을 술어 스택으로 푸시한다. 일 실시예에서, 술어 값들을 푸시하는 것은 술어 레지스터 리네임 로직을 이용하여 술어 스택의 논리 레지스터와 연관된 물리적 레지스터 ID를 결정하는 것이다. 블록 1512에서, 술어 레지스터 리네임 로직은 술어 스택의 최상부를 술어 레지스터 스택으로 푸시된 최종 값으로 진행시키기 위해 사용된다.

도 15b에 도시된 바와 같이, 블록 1514에서, 일 실시예에서, 디코드 유닛은 제1 피연산자를 갖는 제2 명령어(예를 들어, 술어 큐 명령어)를 제2 디코딩된 명령어로 디코딩한다. 블록 1516에서, 프로세서 실행 유닛과 같은 프로세서 컴포넌트는 제1 피연산자에 대한 제1 피연산자 값을 검색하는 연산을 수행하며, 여기서 제1 피연산자 값은 하나 이상의 술어 값을 포함한다. 블록 1518에서, 프로세서는 피연산자 값으로부터 일련의 적어도 하나의 술어 값을 디코딩한다.

블록 1520에서, 프로세서 실행 로직은 일련의 술어 값들을 술어 스택으로 푸시한다. 일 실시예에서, 블록 1521에 도시된 바와 같이, 술어 큐 명령어는 동기화 명령어에 의한 차후 사용을 위해 현재 ToS 위치(예를 들어, ToS 레지스터 ID)를 명시적으로 저장할 수 있다. 그러나, 이전 큐 명령어와 연관된 술어 ToS를 결정하는 다른 방법들이 사용될 수 있기 때문에, 모든 실시예들이 큐 명령어에 의한 술어 ToS 위치의 명시적인 저장에 의존하는 것은 아니다. 제2 명령어의 경우, 블록 1512에서, 술어 큐 명령어는 술어 스택의 최상부로 명시적으로 진행되지 않는다. 따라서, 술어 큐 명령어에 의해 푸시된 술어 값들은, 이들 값이 술어 푸시로부터의 명시적 푸시 또는 술어 값을 술어 스택으로 푸시하도록 인코딩된 명령어로부터의 푸시에 의해 오버라이트될 때까지 ToS+N 논리 식별자를 사용하여 명령어의 연산 결과 또는 부작용으로서 액세스될 수 있다.

도 15c에 도시된 바와 같이, 블록 1524에서, 일 실시예에서, 디코드 유닛은 제3 명령어(예를 들어, 술어 동기화 명령어)를 디코딩한다. 일 실시예에서, 제3 명령어는 1526에 도시된 바와 같이 이전에 저장된 ToS 위치를 검색한다. 이러한 실시예에서, 이전에 저장된 ToS 위치는 이전에 실행된 술어 스택 큐 명령어에 의해 저장된다. 그러나, 이전 큐 명령어와 연관된 술어 ToS를 결정하는 다른 방법들이 사용될 수 있기 때문에, 모든 실시예들이 큐 명령어에 의한 술어 ToS 위치의 명시적인 저장에 의존하는 것은 아니다. 블록 1528에 도시된 바와 같이, 프로세서는 명령어에 대한 동기화 모드를 결정한다. 일 실시예에서, 동기화 모드는 명령어 디코드 동안 디코드 유닛에 의해 결정된다. 일 실시예에서, 프로세서는 술어 동기화 명령어의 실행 동안 동기화 모드를 결정한다. 블록 1530에 도시된 바와 같이, 술어 레지스터 리네임 로직은 술어 동기화 명령어의 타입 또는 인코딩에 기초하여 'Bottom' 또는 'Top' 모드로 술어 ToS 레지스터를 동기화한다. 블록 1532는 최하부(bottom) 동기화 동작을 나타내며, 여기서 리네임 로직은 ToS를 이전 술어 큐 명령어 이전의 위치로 이동시킨다. 블록 1533은 최상부(top) 동기화 동작을 나타내며, 여기서 리네임 로직은 ToS를 이전 술어 큐 명령어에 의해 기입된 최종 술어로 이동시킨다. 일 실시예에서, ToS를 이전 술어 큐 명령어에 의해 기입된 최종 술어로 이동시키는 것은 ToS를 논리 분기 동안 기입된 술어 값들의 개수를 넘어 진행시키는 것이다. 일 실시예에서, 이전 술어 큐 명령어에 의해 푸시된 것보다 더 많은 술어 값들이 분기 동안 푸시된 경우, ToS를 이동시키는 것은 하나 이상의 명령어의 암시적인 팝을 초래한다.

예시적인 명령어 포맷들

본 명세서에 설명되는 명령어(들)의 실시예들은 상이한 포맷들로 구현될 수 있다. 부가적으로, 예시적 시스템들, 아키텍처들, 및 파이프라인들이 아래에 상세하게 설명된다. 명령어(들)의 실시예들은 그러한 시스템들, 아키텍처들, 및 파이프라인들 상에서 실행될 수 있지만, 이들 상세에 한정되지는 않는다.

벡터 친화적 명령어 포맷은 벡터 명령어들에 적합한 명령어 포맷이다(예를 들어, 벡터 연산들에 특정적인 소정 필드들이 존재한다). 벡터 연산 및 스칼라 연산 양쪽 모두가 벡터 친화적 명령어 포맷을 통해 지원되는 실시예들이 설명되었지만, 대안적인 실시예들은 벡터 친화적 명령어 포맷의 벡터 연산들만을 사용한다.

도 16a-16b는 실시예에 따른 일반적 벡터 친화적 명령어 포맷 및 이것의 명령어 템플릿들을 도시하는 블록도들이다. 도 16a는 실시예에 따른 일반적 벡터 친화적 명령어 포맷 및 이것의 클래스 A 명령어 템플릿들을 도시하는 블록도이며; 도 16b는 실시예에 따른 일반적 벡터 친화적 명령어 포맷 및 이것의 클래스 B 명령어 템플릿들을 도시하는 블록도이다. 구체적으로, 일반적 벡터 친화적 명령어 포맷(1600)은 클래스 A 및 클래스 B 명령어 템플릿들이 정의된 것이고, 이 양자는 메모리 액세스 없음(no memory access)(1605) 명령어 템플릿들 및 메모리 액세스(1620) 명령어 템플릿들을 포함한다. 벡터 친화적 명령어 포맷의 맥락에서 일반적(generic)이라는 용어는 임의의 특정 명령어 세트에 얽매이지 않는 명령어 포맷을 지칭한다.

실시예들은 벡터 친화적 명령어 포맷이 다음을 지원하는 것으로 설명될 것이다: 32비트(4바이트) 또는 64비트(8바이트) 데이터 요소 폭(또는 사이즈)을 갖는 64바이트 벡터 피연산자 길이(또는 사이즈)(따라서 64바이트 벡터는 16개의 더블 워드-사이즈 요소 또는 대안적으로 8개의 쿼드 워드-사이즈 요소 중 어느 하나로 구성됨); 16비트(2바이트) 또는 8비트(1바이트) 데이터 요소 폭(또는 사이즈)을 갖는 64바이트 벡터 피연산자 길이(또는 사이즈); 32비트(4바이트), 64비트(8바이트), 16비트(2바이트) 또는 8비트(1바이트) 데이터 요소 폭(또는 사이즈)을 갖는 32바이트 벡터 피연산자 길이(또는 사이즈); 및 32비트(4바이트), 64비트(8바이트), 16비트(2바이트) 또는 8비트(1바이트) 데이터 요소 폭(또는 사이즈)을 갖는 16바이트 벡터 피연산자 길이(또는 사이즈). 그러나 대안적인 실시예들은 더 많거나, 적거나 또는 상이한 데이터 요소 폭(예를 들어, 128비트(16바이트) 데이터 요소 폭)을 갖는 더 많거나, 적거나 및/또는 상이한 벡터 피연산자 사이즈(예를 들어, 256바이트 벡터 피연산자)를 지원할 수 있다.

도 16a의 클래스 A 명령어 템플릿들은 다음을 포함한다: 1) 메모리 액세스 없음(1605) 명령어 템플릿들 내에, 메모리 액세스 없음, 풀 라운드 제어형 연산(1610) 명령어 템플릿 및 메모리 액세스 없음, 데이터 변환형 연산(1615) 명령어 템플릿이 도시되어 있고; 2) 메모리 액세스(1620) 명령어 템플릿들 내에, 메모리 액세스, 일시적(1625) 명령어 템플릿 및 메모리 액세스, 비일시적(1630) 명령어 템플릿이 도시되어 있다. 도 16b의 클래스 B 명령어 템플릿들은 다음을 포함한다: 1) 메모리 액세스 없음(1605) 명령어 템플릿들 내에, 메모리 액세스 없음, 기입 마스크 제어, 부분 라운드 제어형 연산(1612) 명령어 템플릿 및 메모리 액세스 없음, 기입 마스크 제어, vsize형 연산(1617) 명령어 템플릿이 도시되어 있고; 2) 메모리 액세스(1620) 명령어 템플릿들 내에, 메모리 액세스, 기입 마스크 제어(1627) 명령어 템플릿이 도시되어 있다.

일반적 벡터 친화적 명령어 포맷(1600)은 도 16a-16b에 도시된 순서로 아래 나열된 다음의 필드들을 포함한다.

포맷 필드(1640) - 이 필드 내의 특정 값(명령어 포맷 식별자 값)은 벡터 친화적 명령어 포맷, 및 따라서 명령어 스트림들 내의 벡터 친화적 명령어 포맷에서의 명령어들의 발생들을 고유하게 식별한다. 이와 같이, 이런 필드는 이것이 일반적 벡터 친화적 명령어 포맷만을 갖는 명령어 세트를 필요로 하지 않는다는 점에서 옵션이다.

베이스 연산 필드(1642) - 그의 내용은 상이한 베이스 연산들을 구별한다.

레지스터 인덱스 필드(1644) - 그의 내용은, 직접 또는 어드레스 생성을 통해, 그것들이 레지스터들 내에 있든지 메모리 내에 있든지, 소스 및 목적지 피연산자들의 위치들을 특정한다. 이들은 PxQ(예를 들어, 32x512, 16x128, 32x1024, 64x1024) 레지스터 파일로부터 N개의 레지스터를 선택하기에 충분한 비트 수를 포함한다. 일 실시예에서 N은 최대 3개의 소스 및 1개의 목적지 레지스터일 수 있지만, 대안적인 실시예들은 더 많거나 더 적은 소스들 및 목적지 레지스터들을 지원할 수 있다(예를 들어, 이러한 소스들 중 하나가 또한 목적지의 역할을 하는 경우에 최대 2개의 소스까지 지원할 수 있고, 이러한 소스들 중 하나가 또한 목적지의 역할을 하는 경우에 최대 3개의 소스를 지원할 수 있고, 최대 2개의 소스 및 1개의 목적지까지를 지원할 수 있다).

변경자 필드(Modifier field)(1646) - 그의 내용은 메모리 액세스하지 않는 것들로부터 메모리 액세스를 특정하는 일반 벡터 명령어 포맷 내의 명령어들의 발생들을 구별하는데, 즉, 메모리 액세스 없음(1605) 명령어 템플릿들과 메모리 액세스(1620) 명령어 템플릿들 사이에서 구별한다. 메모리 액세스 연산들은 (일부 경우에서 레지스터들 내의 값들을 사용하여 소스 및/또는 목적지 어드레스들을 특정하는) 메모리 계층구조에 대해 판독 및/또는 기입하는 반면에, 메모리 액세스 없음 연산들은 그렇게 하지 않는다(예를 들어, 소스 및 목적지들이 레지스터들임). 일 실시예에서 이 필드는 메모리 어드레스 계산들을 수행하는 3가지 상이한 방식들 사이에서 또한 선택하지만, 대안적인 실시예들은 메모리 어드레스 계산들을 수행하는 더 많거나, 더 적거나 또는 상이한 방식들을 지원할 수 있다.

증강(Augmentation) 연산 필드(1650) - 그의 내용은 베이스 연산 이외에 수행될 다양한 상이한 연산들 중 어느 하나를 구별한다. 이 필드는 콘텍스트 특정적(context specific)이다. 본 발명의 일 실시예에서, 이 필드는 클래스 필드(1668), 알파 필드(1652), 및 베타 필드(1654)로 분할된다. 증강 연산 필드(1650)는 연산들의 공통 그룹들이 2, 3, 또는 4개의 명령어보다는 단일 명령어에서 수행될 수 있게 한다.

스케일 필드(1660) - 그의 내용은 메모리 어드레스 생성을 위한(예를 들어, 2^scale * index + base를 사용하는 어드레스 생성을 위한) 인덱스 필드의 내용의 스케일링(scaling)을 허용한다.

변위 필드(1662A) - 그의 내용은(예를 들어, 2^scale * index + base + displacement를 사용하는 어드레스 생성을 위한) 메모리 어드레스 생성의 부분으로서 사용된다.

변위 인자 필드(Displacement Factor Field)(1662B)(변위 인자 필드(1662B) 바로 위의 변위 필드(1662A)의 병치(juxtaposition)는 하나 또는 다른 것이 사용됨을 나타낸다는 것에 유의한다) - 그의 내용은 어드레스 생성의 부분으로서 사용되고, 그것은 메모리 액세스의 사이즈(N)에 의해 스케일링될 변위 인자를 특정하며, 여기서 N은(예를 들어, 2^scale * index + base + scaled displacement를 사용하는 어드레스 생성을 위한) 메모리 액세스에서의 바이트들의 수이다. 잉여 하위 비트들(redundant low-order bits)은 무시되고, 따라서, 변위 인자 필드의 내용은 유효 어드레스를 계산하는 데 사용될 최종 변위를 생성하기 위하여 메모리 피연산자 총 사이즈(N)로 곱해진다. N의 값은 풀 오피코드 필드(1674)(본 명세서에서 나중에 설명됨) 및 데이터 조작 필드(1654C)에 기초하여 실행시간에서 프로세서 하드웨어에 의해 결정된다. 변위 필드(1662A) 및 변위 인자 필드(1662B)는 그것들이 메모리 액세스 없음(1605) 명령어 템플릿들을 위해 사용되지 않고/않거나 상이한 실시예들이 둘 중 하나만 구현하거나 또는 아무것도 구현하지 않을 수 있다는 점에서 옵션이다.

데이터 요소 폭 필드(1664) - 그의 내용은 사용될 다수의 데이터 요소 폭들 중 하나를 구별한다(일부 실시예들에서 모든 명령어들에 대해; 다른 실시예들에서 명령어들 중 일부만에 대해). 이 필드는, 단 하나의 데이터 요소 폭만이 지원되고/되거나 데이터 요소 폭들이 오피코드들의 일부 양태를 이용하여 지원되는 경우에 필요하지 않는다는 점에서 옵션이다.

기입 마스크 필드(1670) - 그의 내용은, 데이터 요소 위치 기초로, 목적지 벡터 피연산자 내의 그 데이터 요소 위치가 베이스 연산 및 증강 연산의 결과를 반영하는지를 제어한다. 클래스 A 명령어 템플릿들은 병합-기입마스킹(merging-writemasking)을 지원하는 반면에, 클래스 B 명령어 템플릿들은 병합-기입마스킹 및 제로화-기입마스킹(zeroing-writemasking) 양쪽 모두를 지원한다. 병합할 때에, 벡터 마스크들은 목적지 내의 임의의 세트의 요소들이(베이스 연산 및 증대 연산에 의해 특정되는) 임의의 연산의 실행 동안 업데이트들로부터 보호될 수 있게 해주고; 다른 일 실시예에서는, 대응하는 마스크 비트가 0을 갖는 경우에 목적지의 각각의 요소의 이전의 값을 보존할 수 있게 해준다. 이에 반해, 제로화할 때에, 벡터 마스크들은 목적지 내의 임의의 세트의 요소들이(베이스 연산 및 증대 연산에 의해 특정되는) 임의의 연산의 실행 동안 제로화될 수 있게 하고; 일 실시예에서는, 목적지의 요소는 대응하는 마스크 비트가 0 값을 가질 때에 0으로 설정된다. 이러한 기능성의 서브세트는 수행되는 연산의 벡터 길이를 제어하는 능력이지만(즉, 요소들의 범위(span)는 첫 번째 것으로부터 마지막 것까지 수정됨); 수정되는 요소들이 연속적인 것은 필요하지 않는다. 따라서, 기입 마스크 필드(1670)는 로드, 저장, 산술, 논리 등을 포함한 부분 벡터 연산들을 허용한다. 기입 마스크 필드(1670)의 내용이 사용될 기입 마스크를 포함하는 다수의 기입 마스크 레지스터들 중 하나를 선택하는(및 따라서 기입 마스크 필드(1670)의 내용은 수행될 마스킹을 간접적으로 식별하는) 본 발명의 실시예들이 설명되지만, 대안적인 실시예들은 그 대신에 또는 부가적으로 마스크 기입 필드(1670)의 내용이 수행될 마스킹을 직접 특정할 수 있게 한다.

즉치 필드(1672) - 그의 내용은 즉치(immediate)의 명세(specification)를 허용한다. 이 필드는, 이것이 즉치를 지원하지 않는 일반적 벡터 친화적 포맷의 구현에 존재하지 않으며, 즉치를 사용하지 않는 명령어들에 존재하지 않는다는 점에서 옵션이다.

클래스 필드(1668) - 그의 내용은 명령어들의 상이한 클래스들 간을 구별한다. 도 16a-b를 참조하면, 이 필드의 콘텐츠들은 클래스 A 및 클래스 B 명령어들 간을 선택한다. 도 16a-b에서, 라운딩된 코너 정사각형들(rounded corner squares)을 사용하여 특정 값이 필드(예를 들어, 도 16a-b에서 클래스 필드(1668)에 대해 각각 클래스 A(1668A) 및 클래스 B(1668B))에 존재함을 나타낸다.

클래스 A의 명령어 템플릿들

클래스 A의 메모리 액세스 없음(1605) 명령어 템플릿들의 경우, 알파 필드(1652)는 RS 필드(1652A)로서 해석되고, 그 내용은 수행될 상이한 증강 연산 타입들 중 하나를 구별하고(예를 들어, 라운드(1652A.1) 및 데이터 변환(1652A.2)은 각각 메모리 액세스 없음, 라운드형 연산(1610) 및 메모리 액세스 없음, 데이터 변환형 연산(1615) 명령어 템플릿들에 대해 특정되고), 베타 필드(1654)는 수행될 특정된 타입의 연산들 중 어느 하나를 구별한다. 메모리 액세스 없음(1605) 명령어 템플릿들에서, 스케일 필드(1660), 변위 필드(1662A), 및 변위 스케일 필드(1662B)는 존재하지 않는다.

메모리 액세스 없음 명령어 템플릿들 - 풀 라운드 제어형 연산들

메모리 액세스 없음 풀 라운드 제어형 연산(1610) 명령어 템플릿에서, 베타 필드(1654)는 라운드 제어 필드(1654A)로서 해석되고, 그 내용(들)은 정적 라운딩을 제공한다. 설명된 실시예들에서, 라운드 제어 필드(1654A)는 SAE(suppress all floating point exceptions) 필드(1656) 및 라운드 연산 제어 필드(1658)를 포함하지만, 대안적인 실시예들은 이러한 개념들 양자를 동일한 필드에 인코딩하거나 이러한 개념들/필드들 중 하나 또는 다른 하나만을 갖는 것(예를 들어, 라운드 연산 제어 필드(1658)만을 가질 수 있다)을 지원할 수 있다.

SAE 필드(1656) - 그의 내용은 예외 이벤트 보고를 디스에이블할 것인지 여부를 구별하고; SAE 필드(1656)의 내용이 억제가 인에이블됨을 나타낼 때, 주어진 명령어는 임의의 종류의 부동 소수점 예외 플래그를 보고하지 않고, 임의의 부동 소수점 예외 핸들러를 발생시키지 않는다.

라운드 연산 제어 필드(1658) - 그의 내용은 수행할 라운딩 연산들(예를 들어, 라운드-업, 라운드-다운, 제로를 향해 라운드(Round-towards-zero) 및 근사치로 라운드(Round-to-nearest))의 그룹 중 하나를 구별한다. 따라서, 라운드 연산 제어 필드(1658)는 명령어 당 기준으로 라운딩 모드의 변경을 허용한다. 프로세서가 라운딩 모드들을 특정하기 위한 제어 레지스터를 포함하는 본 발명의 일 실시예에서, 라운드 연산 제어 필드(1650)의 내용은 그 레지스터 값을 오버라이드한다.

메모리 액세스 없음 명령어 템플릿들 - 데이터 변환형 연산

메모리 액세스 없음 데이터 변환형 연산(1615) 명령어 템플릿들에서, 베타 필드(1654)는 데이터 변환 필드(1654B)로서 해석되고, 그 내용은 수행될 다수의 데이터 변환들(예를 들어, 데이터 변환 없음, 스위즐(swizzle), 브로드캐스트) 중 하나를 구별한다.

클래스 A의 메모리 액세스(1620) 명령어 템플릿의 경우에서, 알파 필드(1652)는 축출 힌트 필드(1652B)로서 해석되고, 그 내용은 사용될 축출 힌트들 중 하나를 구별하지만(도 16a에서, 일시적(1652B.1) 및 비일시적(1652B.2)이 각각 메모리 액세스, 일시적(1625) 명령어 템플릿 및 메모리 액세스, 비일시적(1630) 명령어 템플릿에 대해 특정된다), 베타 필드(1654)는 데이터 조작 필드(1654C)로서 해석되고, 그 내용은 수행될 다수의 데이터 조작 연산들(프리미티브들(primitives)이라고도 알려짐)(예를 들어, 조작 없음, 브로드캐스트, 소스의 상향 변환, 및 목적지의 하향 변환) 중 하나를 구별한다. 메모리 액세스(1620) 명령어 템플릿들은 스케일 필드(1660), 및 옵션으로 변위 필드(1662A) 또는 변위 스케일 필드(1662B)를 포함한다.

벡터 메모리 명령어들은 변환 지원으로 메모리로부터의 벡터 로드들 및 메모리로의 벡터 스토어들을 수행한다. 정규 벡터 명령어들에서와 같이, 벡터 메모리 명령어들은 데이터 요소-관련 방식으로 메모리로부터/로 데이터를 전달하고, 실제로 전달되는 요소들은 기입 마스크로서 선택되는 벡터 마스크의 내용에 의해 지시된다.

메모리 액세스 명령어 템플릿들 - 일시적

일시적 데이터는 캐싱으로부터 이익을 얻기에 충분한 곧 재사용될 가능성이 있는 데이터이다. 그러나 이것은 힌트이고, 상이한 프로세서들은 힌트를 완전히 무시하는 것을 포함하는 상이한 방식들로 그것을 구현할 수 있다.

메모리 액세스 명령어 템플릿들 - 비일시적

비일시적 데이터는 첫 번째 레벨 캐시에서의 캐싱으로부터 이득을 얻기에 충분하도록 곧 재사용될 가능성이 없는 데이터이고, 축출을 위한 우선순위가 주어져야 한다. 그러나 이것은 힌트이고, 상이한 프로세서들은 힌트를 완전히 무시하는 것을 포함하는 상이한 방식들로 그것을 구현할 수 있다.

클래스 B의 명령어 템플릿들

클래스 B의 명령어 템플릿들의 경우에, 알파 필드(1652)는 기입 마스크 제어(Z) 필드(1652C)로서 해석되고, 그 내용은 기입 마스크 필드(1670)에 의해 제어된 기입 마스킹이 병합 또는 제로잉이어야 하는지를 구별한다.

클래스 B의 메모리 액세스 없음(1605) 명령어 템플릿들의 경우에, 베타 필드(1654)의 부분은 RL 필드(1657A)로서 해석되고, 그 내용은 수행될 상이한 증강 연산 타입들 중 하나를 구별하지만(예를 들어, 라운드(1657A.1) 및 벡터 길이(VSIZE)(1657A.2)는 각각 메모리 액세스 없음, 기입 마스크 제어, 부분 라운드 제어형 연산(1612) 명령어 템플릿, 및 메모리 액세스 없음, 기입 마스크 제어, VSIZE형 연산(1617) 명령어 템플릿에 대해 특정된다), 베타 필드(1654)의 나머지는 특정된 타입의 연산들 중 어느 것이 수행될지를 구별한다. 메모리 액세스 없음(1605) 명령어 템플릿들에서, 스케일 필드(1660), 변위 필드(1662A), 및 변위 스케일 필드(1662B)는 존재하지 않는다.

메모리 액세스 없음, 기입 마스크 제어, 부분 라운드 제어형 연산(1610) 명령어 템플릿에서, 베타 필드(1654)의 나머지는 라운드 연산 필드(1659A)로서 해석되고, 예외 이벤트 보고는 디스에이블된다(주어진 명령어는 임의의 종류의 부동 소수점 예외 플래그를 보고하지 않고, 임의의 부동 소수점 예외 핸들러를 발생시키지 않는다).

라운드 연산 제어 필드(1659A)는 - 라운드 연산 제어 필드(1658)처럼, 이것의 내용은 한 그룹의 라운드 연산들 중 어느 것을 실행할지를 구별해 준다(예컨대, 라운드 업, 라운드 다운, 제로를 향한 라운드 및 근사치로 라운드). 따라서, 라운드 연산 제어 필드(1659A)는 명령어 당 기준으로 라운딩 모드의 변경을 허용한다. 프로세서가 라운딩 모드들을 특정하기 위한 제어 레지스터를 포함하는 본 발명의 일 실시예에서, 라운드 연산 제어 필드(1650)의 내용은 그 레지스터 값을 오버라이드한다.

메모리 액세스 없음, 기입 마스크 제어, VSIZE형 연산(1617) 명령어 템플릿에서, 베타 필드(1654)의 나머지는 벡터 길이 필드(1659B)로서 해석되고, 그 내용은 수행될 다수의 데이터 벡터 길이들(예를 들어, 128, 256, 또는 512바이트) 중 하나를 구별한다.

클래스 B의 메모리 액세스(1620) 명령어 템플릿의 경우에, 베타 필드(1654)의 부분은 브로드캐스트 필드(1657B)로서 해석되고, 그 내용은 브로드캐스트 타입 데이터 조작 연산이 수행될 것인지 여부를 구별하지만, 베타 필드(1654)의 나머지는 벡터 길이 필드(1659B)로서 해석된다. 메모리 액세스(1620) 명령어 템플릿들은 스케일 필드(1660), 및 옵션으로 변위 필드(1662A) 또는 변위 스케일 필드(1662B)를 포함한다.

일반적 벡터 친화적 명령어 포맷(1600)과 관련하여, 포맷 필드(1640), 베이스 연산 필드(1642), 및 데이터 요소 폭 필드(1664)를 포함하는 풀 오피코드 필드(1674)가 도시된다. 풀 오피코드 필드(1674)가 이들 필드 전부를 포함하는 일 실시예가 도시되지만, 풀 오피코드 필드(1674)는 그것들 전부를 지원하지 않는 실시예들에 있어서 이들 필드 전부보다 적게 포함한다. 풀 오피코드 필드(1674)는 연산 코드(오피코드)를 제공한다.

증강 연산 필드(1650), 데이터 요소 폭 필드(1664), 및 기입 마스크 필드(1670)는 이러한 특징들이 일반적 벡터 친화적 명령어 포맷에서 명령어 당 기준으로 특정될 수 있게 한다.

기입 마스크 필드와 데이터 요소 폭 필드의 조합들은, 마스크가 상이한 데이터 요소 폭들에 기초하여 적용되는 것을 그것들이 허용한다는 점에서 타이핑된 명령어들(typed instructions)을 생성한다.

클래스 A 및 클래스 B 내에서 발견되는 다양한 명령어 템플릿들은 상이한 상황들에서 이롭다. 일부 실시예에서, 상이한 프로세서들 또는 프로세서 내의 상이한 코어들은 클래스 A만을, 클래스 B만을, 또는 양자의 클래스들을 지원할 수 있다. 예를 들어, 범용 컴퓨팅에 대해 의도된 고성능 범용 비순차 코어는 클래스 B만을 지원할 수 있고, 주로 그래픽 및/또는 과학적(쓰루풋) 컴퓨팅에 대해 의도된 코어는 클래스 A만을 지원할 수 있고, 양쪽 모두를 위해 의도된 코어는 양쪽 모두를 지원할 수 있다(물론, 양자의 클래스들로부터의 명령어들 및 템플릿들의 소정의 혼합을 갖지만 양자의 클래스들로부터의 명령어들 및 템플릿들 전부를 갖지는 않는 코어는 본 발명의 범위 내에 있다). 또한, 단일 프로세서가 복수의 코어를 포함할 수 있는데, 이들 모두는 동일한 클래스를 지원하거나 또는 상이한 코어들이 상이한 클래스를 지원한다. 예를 들어, 별개의 그래픽 및 범용 코어들을 갖는 프로세서에서, 주로 그래픽 및/또는 과학적 컴퓨팅에 대해 의도된 그래픽 코어들 중 하나는 클래스 A만을 지원할 수 있는 반면에, 범용 코어들 중 하나 이상은, 클래스 B만을 지원하는, 범용 컴퓨팅에 대해 의도된 비순차 실행 및 레지스터 리네이밍을 갖는 고성능 범용 코어들일 수 있다. 별개의 그래픽 코어를 갖지 않는 다른 프로세서는 클래스 A 및 클래스 B 양쪽 모두를 지원하는 하나 이상의 범용 순차 또는 비순차 코어를 포함할 수 있다. 물론, 하나의 클래스로부터의 피처들은 상이한 실시예들에서의 다른 클래스에서 또한 구현될 수 있다. 하이 레벨 언어로 작성된 프로그램은 다음을 포함하는 다양한 상이한 실행 가능 형태가 될 것이다(예로서, 적시(just in time) 컴파일링 또는 정적 컴파일링될 것이다): 1) 실행을 위해 타겟 프로세서에 의해 지원되는 클래스(들)의 명령어만을 갖는 형태; 또는 2) 모든 클래스의 명령어의 상이한 조합을 사용하여 작성되는 대안적 루틴들, 및 코드를 현재 실행하고 있는 프로세서에 의해 지원되는 명령어에 기초하여 실행하기 위한 루틴들을 선택하는 제어 흐름 코드를 갖는 형태.

예시적인 특정적 벡터 친화적 명령어 포맷

도 17은 실시예에 따른 예시적인 특정적 벡터 친화적 명령어 포맷을 도시하는 블록도이다. 도 17은 필드들의 위치, 사이즈, 해석 및 순서뿐만 아니라, 이들 필드들의 일부에 대한 값들을 특정한다는 점에서 특정적인 특정적 벡터 친화적 명령어 포맷(1700)을 도시한다. 특정적 벡터 친화적 명령어 포맷(1700)은 x86 명령어 세트를 확장하는 데 사용될 수 있고, 따라서 필드들 중 일부는 기존의 x86 명령어 세트 및 그의 확장(예를 들어, AVX)에서 사용된 것들과 유사하거나 동일하다. 이 포맷은 확장들을 갖는 기존의 x86 명령어 세트의 프리픽스 인코딩 필드, 실제 오피코드 바이트 필드(real opcode byte field), MOD R/M 필드, SIB 필드, 변위 필드 및 즉치 필드들과 일관되게 유지된다. 도 17로부터의 필드들이 매핑하는 도 16으로부터의 필드들이 예시된다.

본 발명의 실시예들은 예시의 목적으로 일반적 벡터 친화적 명령어 포맷(1600)의 문맥에서 특정적 벡터 친화적 명령어 포맷(1700)을 참조하여 설명되지만, 본 발명은 청구되는 경우를 제외하고 특정적 벡터 친화적 명령어 포맷(1700)으로 한정되지 않는다. 예를 들어, 일반적 벡터 친화적 명령어 포맷(1600)은 다양한 필드에 대한 다양한 가능한 사이즈들을 고려하지만, 특정적 벡터 친화적 명령어 포맷(1700)은 특정 사이즈들의 필드들을 갖는 것으로서 도시된다. 특정 예에 의해, 데이터 요소 폭 필드(1664)는 특정적 벡터 친화적 명령어 포맷(1700)에서 1비트 필드로서 도시되지만, 본 발명은 그것으로 한정되지 않는다(즉, 일반적 벡터 친화적 명령어 포맷(1600)은 데이터 요소 폭 필드(1664)의 다른 사이즈들을 고려한다).

일반적 벡터 친화적 명령어 포맷(1600)은 도 17a에 도시된 순서로 아래에 나열된 다음의 필드들을 포함한다.

EVEX 프리픽스(바이트들 0-3)(1702) - 4-바이트 형태로 인코딩된다.

포맷 필드(1640)(EVEX 바이트 0, 비트들 [7:0]) - 제1 바이트(EVEX 바이트 0)는 포맷 필드(1640)이고, 그것은 0x62(본 발명의 일 실시예에서 벡터 친화적 명령어 포맷을 구별하는 데 사용되는 고유 값)를 포함한다.

제2 내지 제4 바이트(EVEX 바이트 1-3)는 특정 능력을 제공하는 복수의 비트 필드를 포함한다.

REX 필드(1705)(EVEX 바이트 1, 비트들 [7-5]) - EVEX.R 비트 필드(EVEX 바이트 1, 비트 [7] - R), EVEX.X 비트 필드(EVEX 바이트 1, 비트 [6] - X), 및 1657BEX 바이트 1, 비트 [5] - B로 이루어진다. EVEX.R, EVEX.X 및 EVEX.B 비트 필드들은 대응하는 VEX 비트 필드들과 동일 기능성을 제공하며, 1의 보수 형태를 사용하여 인코딩된다(즉, ZMM0는 1111B로서 인코딩되고, ZMM15는 0000B로서 인코딩된다). 명령어들의 다른 필드들은 관련 기술분야에 공지된 바와 같이 레지스터 인덱스들의 하위 3비트를 인코딩하여(rrr, xxx, 및 bbb), EVEX.R, EVEX.X 및 EVEX.B를 추가함으로써 Rrrr, Xxxx, 및 Bbbb가 형성될 수 있다.

REX' 필드(1610) - 이것은 REX' 필드(1610)의 제1 부분이고, 확장된 32개의 레지스터 세트의 상위 16 또는 하위 16을 인코딩하는 데 사용되는 EVEX.R' 비트 필드(EVEX 바이트 1, 비트 [4] - R')이다. 본 발명의 일 실시예에서, 이 비트는, 아래에 표시되는 바와 같은 다른 것들과 함께,(잘 알려진 x86 32-비트 모드에서) BOUND 명령어와 구분하기 위해 비트 반전된 포맷으로 저장되고, 그것의 실제 오피코드 바이트는 62이지만, (후술되는) MOD R/M 필드에서 MOD 필드 내의 11의 값을 수락하지 않으며; 대안적인 실시예들은 반전된 포맷으로 이것 및 아래에 표시되는 다른 비트들을 저장하지 않는다. 하위 16개의 레지스터를 인코딩하는 데 1의 값이 사용된다. 다시 말해서, R'Rrrr는 다른 필드들로부터의 EVEX.R', EVEX.R, 및 다른 RRR를 결합시킴으로써 형성된다.

오피코드 맵 필드(1715)(EVEX 바이트 1, 비트[3:0] - mmmm) - 그의 내용은 암시적인 선단 오피코드 바이트(implied leading opcode byte)(0F, 0F 38 또는 0F 3)를 인코딩한다.

데이터 요소 폭 필드(1664)(EVEX 바이트 2, 비트 [7] - W) - 표기법 EVEX.W에 의해 표현된다. EVEX.W는 데이터타입(32비트 데이터 요소 또는 64비트 데이터 요소 중 어느 하나)의 입도(사이즈)를 정의하는 데 사용된다.

EVEX.vvvv(1720)(EVEX 바이트 2, 비트 [6:3]-vvvv) - EVEX.vvvv의 역할은 다음을 포함할 수 있다: 1) EVEX.vvvv는 반전된(1의 보수) 형태로 특정된 제1 소스 레지스터 피연산자를 인코딩하고 2개 이상의 소스 피연산자를 갖는 명령어에 대해 유효하다; 2) EVEX.vvvv는 특정 벡터 시프트에 대해 1의 보수 형태로 특정된 목적지 레지스터 피연산자를 인코딩한다; 또는 3) EVEX.vvvv는 임의의 피연산자를 인코딩하지 않으며, 그 필드는 예약되어 있고 1111b를 포함해야 한다. 따라서, EVEX.vvvv 필드(1720)는 반전된(1의 보수) 형태로 저장되는 제1 소스 레지스터 특정자의 하위 4비트를 인코딩한다. 명령어에 따라, 추가의 상이한 EVEX 비트 필드가 특정자 사이즈를 32개의 레지스터로 확장하기 위해 사용된다.

EVEX.U 클래스 필드(1668)(EVEX 바이트 2, 비트 [2]-U) - EVEX.U = 0이면, 그것은 클래스 A 또는 EVEX.U0를 나타내고, EVEX.U = 1이면, 그것은 클래스 B 또는 EVEX.U1를 나타낸다.

프리픽스 인코딩 필드(1725)(EVEX 바이트 2, 비트[1:0]-pp) - 베이스 연산 필드에 대한 추가 비트들을 제공한다. EVEX 프리픽스 포맷의 레거시 SSE 명령어들에 대한 지원을 제공하는 것에 외에, 이것은 또한 SIMD 프리픽스를 콤팩트화하는 이득을 갖는다(SIMD 프리픽스를 표현하기 위해 바이트를 요구하는 것이 아니라, EVEX 프리픽스는 2비트만을 요구함). 일 실시예에서, 레거시 포맷 및 EVEX 프리픽스 포맷 양자에서 SIMD 프리픽스(66H, F2H, F3H)를 사용하는 레거시 SSE 명령어를 지원하기 위해, 이들 레거시 SIMD 프리픽스는 SIMD 프리픽스 인코딩 필드에 인코딩되고; 런타임에서 디코더의 PLA에 제공되기 전에 레거시 SIMD 프리픽스 내로 확장된다(그래서, PLA는 수정 없이 레거시와, 이들 레거시 명령어의 EVEX 포맷 양자를 실행할 수 있다). 더 새로운 명령어들이 오피코드 확장으로서 직접 EVEX 프리픽스 인코딩 필드의 내용을 사용할 수 있지만, 소정 실시예들은 일관성을 위해 유사한 방식으로 확장되고, 오히려 상이한 의미들이 이들 레거시 SIMD 프리픽스들에 의해 특정되는 것을 허용한다. 대안적인 실시예는 2비트 SIMD 프리픽스 인코딩들을 지원하도록 PLA를 재설계할 수 있고, 따라서 확장을 요구하지 않는다.

알파 필드(1652)(EVEX 바이트 3, 비트[7] - EH; EVEX.EH, EVEX.rs, EVEX.RL, EVEX.기입 마스크 제어, 및 EVEX.N이라고도 알려짐; 또한 α로 예시됨) - 앞서 설명된 바와 같이, 이 필드는 콘텍스트 특정적이다.

베타 필드(1654)(EVEX 바이트 3, 비트 [6:4] - SSS; EVEX.s_2-0, EVEX.r_2-0, EVEX.rr1, EVEX.LL0, EVEX.LLB로도 알려짐; 또한 βββ로 예시됨) - 앞서 설명된 바와 같이, 이 필드는 콘텍스트 특정적이다.

REX' 필드(1610) - 이것은 REX' 필드의 나머지이고, 확장된 32 레지스터 세트의 상위 16 또는 하위 16 중 어느 하나를 인코딩하는 데 사용될 수 있는 EVEX.V' 비트 필드(EVEX 바이트 3, 비트 [3] - V')이다. 이 비트는 비트 반전된 포맷으로 저장된다. 하위 16개의 레지스터를 인코딩하는 데 1의 값이 사용된다. 다시 말하면, V'VVVV는 EVEX.V', EVEX.vvvv를 결합함으로써 형성된다.

기입 마스크 필드(1670)(EVEX 바이트 3, 비트들 [2:0] - kkk) - 그의 내용은 전술한 바와 같은 기입 마스크 레지스터들에 레지스터의 인덱스를 특정한다. 본 발명의 일 실시예에서, 특정 값 EVEX.kkk=000은 특정 명령어에 대해 어떤 기입 마스크도 사용되지 않음을 암시하는 특정한 거동을 갖는다(이것은 모든 것들에 하드와이어드된 기입 마스크의 사용 또는 마스킹 하드웨어를 바이패스하는 하드웨어의 사용을 포함하는 각종 방식들로 구현될 수 있음).

실제 오피코드 필드(1730)(바이트 4)는 또한 오피코드 바이트로 알려진다. 오피코드의 일부는 이 필드에서 특정된다.

MOD R/M 필드(1740)(바이트 5)는 MOD 필드(1742), Reg 필드(1744), 및 R/M 필드(1746)를 포함한다. 전술한 바와 같이, MOD 필드(1742)의 내용은 메모리 액세스와 메모리 액세스 없음 연산들 사이를 구별한다. Reg 필드(1744)의 역할은, 목적지 레지스터 피연산자 또는 소스 레지스터 피연산자 중 어느 하나를 인코딩하는 것 또는 오피코드 확장으로서 취급되고 임의의 명령어 피연산자를 인코딩하는데 사용되지 않는 두 가지 상황으로 요약될 수 있다. R/M 필드(1746)의 역할은 메모리 어드레스를 참조하는 명령어 피연산자를 인코딩하거나 목적지 레지스터 피연산자 또는 소스 레지스터 피연산자를 인코딩하는 것을 포함할 수 있다.

SIB(Scale, Index, Base) 바이트(바이트 6) - 전술한 바와 같이, 스케일 필드(1650)의 내용은 메모리 어드레스 생성을 위해 사용된다. SIB.xxx(1754) 및 SIB.bbb(1756) - 이 필드들의 내용은 레지스터 인덱스들 Xxxx 및 Bbbb과 관련하여 앞서 언급하였다.

변위 필드(1662A)(바이트들 7-10) - MOD 필드(1742)가 10을 포함할 때, 바이트들 7-10은 변위 필드(1662A)이고, 그것은 레거시 32-비트 변위(disp32)와 동일하게 작용하고, 바이트 입도에서 작용한다.

변위 인자 필드(1662B)(바이트 7) - MOD 필드(1742)가 01을 포함할 때, 바이트 7은 변위 인자 필드(1662B)이다. 이 필드의 위치는 바이트 입도로 작용하는 레거시 x86 명령어 세트 8비트 변위(disp8)의 위치와 동일하다. disp8이 부호 확장되기(sign extended) 때문에, 이것은 단지 -128과 127바이트 오프셋들 사이를 어드레싱할 수 있고; 64바이트 캐시 라인들에 관하여, disp8은 4개의 실제 유용한 값들인 -128, -64, 0, 64로만 설정될 수 있는 8비트를 사용하며; 더 큰 범위가 종종 필요하기 때문에, disp32가 사용되지만; disp32는 4바이트를 요구한다. disp8 및 disp32와 반대로, 변위 인자 필드(1662B)는 disp8의 재해석이고; 변위 인자 필드(1662B)를 사용할 때, 실제 변위는 메모리 피연산자 액세스의 사이즈(N)로 곱해진 변위 인자 필드의 내용에 의해 결정된다. 이러한 유형의 변위는 disp8*N으로 지칭된다. 이것은 평균 명령어 길이를 감소시킨다(단일 바이트가 그 변위에 사용되지만 훨씬 더 큰 범위를 갖는다). 이러한 압축된 변위는, 유효 변위가 메모리 액세스의 입도의 배수이고, 그에 따라 어드레스 오프셋의 잉여 하위 비트들이 인코딩될 필요가 없다는 가정에 기초한다. 다시 말해, 변위 인자 필드(1662B)는 레거시 x86 명령어 세트 8-비트 변위를 대체한다. 따라서, 변위 인자 필드(1662B)는 disp8이 disp8*N로 오버로드된다는 것만 제외하고 x86 명령어 세트 8-비트 변위와 동일한 방식으로 인코딩된다(그래서 ModRM/SIB 인코딩 규칙들에서 어떠한 것도 변하지 않는다). 다시 말하면, 인코딩 규칙들 또는 인코딩 길이들에서 어떤 변경도 존재하지 않지만,(바이트-관련 어드레스 오프셋(byte-wise address offset)을 획득하기 위해 메모리 피연산자의 사이즈에 의해 변위를 스케일링할 필요가 있는) 하드웨어에 의한 변위 값의 해석에서만 변경이 존재한다.

즉치 필드(1672)는 전술한 바와 같이 동작한다.

풀 오피코드 필드

도 17b는 본 발명의 일 실시예에 따른 풀 오피코드 필드(1674)를 구성하는 특정적 벡터 친화적 명령어 포맷(1700)의 필드들을 도시하는 블록도이다. 구체적으로, 풀 오피코드 필드(1674)는 포맷 필드(1640), 베이스 연산 필드(1642), 및 데이터 요소 폭(W) 필드(1664)를 포함한다. 베이스 연산 필드(1642)는 프리픽스 인코딩 필드(1725), 오피코드 맵 필드(1715), 및 실제 오피코드 필드(1730)를 포함한다.

레지스터 인덱스 필드

도 17c는 본 발명의 일 실시예에 따른 레지스터 인덱스 필드(1644)를 구성하는 특정적 벡터 친화적 명령어 포맷(1700)의 필드들을 도시하는 블록도이다. 구체적으로, 레지스터 인덱스 필드(1644)는 REX 필드(1705), REX' 필드(1710), MODR/M.reg 필드(1744), MODR/M.r/m 필드(1746), VVVV 필드(1720), xxx 필드(1754), 및 bbb 필드(1756)를 포함한다.

증강 연산 필드

도 17d는 본 발명의 일 실시예에 따른 증강 연산 필드(1650)를 구성하는 특정적 벡터 친화적 명령어 포맷(1700)의 필드들을 도시하는 블록도이다. 클래스(U) 필드(1668)가 0을 포함할 때, 그것은 EVEX.U0(클래스 A(1668A))를 의미하고; 그것이 1을 포함할 때, 그것은 EVEX.U1(클래스 B(1668B))을 의미한다. U=0이고 MOD 필드(1742)가 11을 포함할 때(메모리 액세스 없음 연산을 의미함), 알파 필드(1652)(EVEX 바이트 3, 비트 [7] - EH)는 rs 필드(1652A)로서 해석된다. rs 필드(1652A)가 1을 포함할 때(라운드(1652A.1)), 베타 필드(1654)(EVEX 바이트 3, 비트들 [6:4]- SSS)는 라운드 제어 필드(1654A)로서 해석된다. 라운드 제어 필드(1654A)는 1비트 SAE 필드(1656) 및 2비트 라운드 연산 필드(1658)를 포함한다. rs 필드(1652A)가 0을 포함할 때(데이터 변환(1652A.2)), 베타 필드(1654)(EVEX 바이트 3, 비트들 [6:4]- SSS)는 3비트 데이터 변환 필드(1654B)로서 해석된다. U=0이고 MOD 필드(1742)가 00, 01, 또는 10을 포함할 때(메모리 액세스 연산을 의미함), 알파 필드(1652)(EVEX 바이트 3, 비트 [7] - EH)는 축출 힌트(eviction hint)(EH) 필드(1652B)로서 해석되고, 베타 필드(1654)(EVEX 바이트 3, 비트들 [6:4]- SSS)는 3비트 데이터 조작 필드(1654C)로서 해석된다.

U=1일 때, 알파 필드(1652)(EVEX 바이트 3, 비트 [7] - EH)는 기입 마스크 제어(Z) 필드(1652C)로서 해석된다. U=1이고 MOD 필드(1742)가 11을 포함할 때(메모리 액세스 없음 연산을 의미함), 베타 필드(1654)의 부분(EVEX 바이트 3, 비트 [4]- S₀)은 RL 필드(1657A)로서 해석되고; 그것이 1을 포함할 때(라운드(1657A.1)), 베타 필드(1654)의 나머지(EVEX 바이트 3, 비트 [6-5]- S_{2- 1})는 라운드 연산 필드(1659A)로서 해석되고, RL 필드(1657A)가 0을 포함할 때(VSIZE(1657.A2)), 베타 필드(1654)의 나머지(EVEX 바이트 3, 비트 [6-5]- S_{2- 1})는 벡터 길이 필드(1659B)(EVEX 바이트 3, 비트 [6-5]- L_{1- 0})로서 해석된다. U=1이고 MOD 필드(1742)가 00, 01, 또는 10을 포함할 때(메모리 액세스 연산을 의미함), 베타 필드(1654)(EVEX 바이트 3, 비트들 [6:4]- SSS)는 벡터 길이 필드(1659B)(EVEX 바이트 3, 비트 [6-5]- L_1-0) 및 브로드캐스트 필드(1657B)(EVEX 바이트 3, 비트 [4]- B)로서 해석된다.

예시적인 레지스터 아키텍처

도 18은 본 발명의 일 실시예에 따른 레지스터 아키텍처(1800)의 블록도이다. 도시된 실시예에서, 폭이 512비트인 32개의 벡터 레지스터들(1810)이 존재하고; 이들 레지스터들은 zmm0 내지 zmm31로서 참조된다. 하위 16개의 zmm 레지스터들의 하위 256비트는 레지스터들 ymm0-16에 오버레이된다. 하위 16개의 zmm 레지스터들의 하위 128비트(ymm 레지스터들의 하위 128비트)는 레지스터들 xmm0-15에 오버레이된다. 특정적 벡터 친화적 명령어 포맷(1700)은 아래 표 4에 예시된 바와 같이 이들 오버레이된 레지스터 파일에 대해 동작한다.

다시 말해, 벡터 길이 필드(1659B)는 최대 길이와 하나 이상의 다른 더 짧은 길이들 사이에서 선택하고, 각각의 그러한 더 짧은 길이는 선행 길이의 절반 길이이고; 벡터 길이 필드(1659B)를 갖지 않는 명령어 템플릿들은 최대 벡터 길이에 대해 동작한다. 또한, 일 실시예에서, 특정적 벡터 친화적 명령어 포맷(1700)의 클래스 B 명령어 템플릿들은 패킹된 또는 스칼라 단일/2배 정밀도 부동 소수점 데이터 및 패킹된 또는 스칼라 정수 데이터에 대해 동작한다. 스칼라 연산들은 zmm/ymm/xmm 레지스터 내의 최하위 데이터 요소 위치에서 수행되는 연산들이고; 상위 데이터 요소 위치들은 실시예에 따라 명령어 이전에 이들이 있었던 것과 동일하게 남겨지거나 또는 제로화된다.

기입 마스크 레지스터들(1815) - 예시된 실시예에서, 각각 64비트 사이즈인 8개의 기입 마스크 레지스터(k0 내지 k7)가 존재한다. 대안적인 실시예에서, 기입 마스크 레지스터들(1815)은 16비트 사이즈이다. 전술한 바와 같이, 본 발명의 일 실시예에서, 벡터 마스크 레지스터 k0은 기입 마스크로서 사용될 수 없고; 통상적으로 k0을 나타내는 인코딩이 기입 마스크를 위해 사용될 때, 이것은 0xFFFF의 하드와이어드 기입 마스크(hardwired write mask)를 선택하여, 그 명령어에 대한 기입 마스킹을 효과적으로 디스에이블한다.

범용 레지스터들(1825) - 예시된 실시예에서, 메모리 피연산자들을 어드레싱하기 위해 기존의 x86 어드레싱 모드들과 함께 사용되는 16개의 64-비트 범용 레지스터들이 존재한다. 이들 레지스터들은 RAX, RBX, RCX, RDX, RBP, RSI, RDI, RSP 및 R8 내지 R15라는 이름들로 참조된다.

MMX 패킹된 정수 플랫 레지스터 파일(1850)이 에일리어싱되는 스칼라 부동 소수점 스택 레지스터 파일(x87 스택)(1845) - 예시된 실시예에서, x87 스택은 x87 명령어 세트 확장을 사용하여 32/64/80-비트 부동 소수점 데이터에 대해 스칼라 부동 소수점 연산들을 수행하는 데 사용된 8-요소 스택이고; MMX 레지스터들을 사용하여 64-비트 패킹된 정수 데이터에 대해 연산들을 수행하고, 또한 MMX 및 XMM 레지스터들 사이에서 수행되는 일부 연산들에 대한 피연산자들을 홀드한다.

대안적인 실시예들은 더 넓거나 더 좁은 레지스터들을 사용할 수 있다. 부가적으로, 대안적인 실시예들은 더 많거나, 더 적거나 또는 상이한 레지스터 파일들 및 레지스터들을 사용할 수 있다.

상기 설명에서, 본 발명은 특정 예시적인 실시예들을 참조하여 설명되었다. 그러나, 첨부된 청구항들에서 개시된 바와 같은 본 발명의 더 넓은 사상 및 범주로부터 벗어남이 없이 그에 대한 다양한 수정 및 변경들이 행해질 수 있다는 것은 명백할 것이다. 명세서 및 도면은 따라서 제한적 개념이 아닌 예시적인 것으로 간주된다.

본 명세서에서는 소프트웨어, 펌웨어, 하드웨어 또는 이들의 조합이 시스템에 설치되어 시스템이 액션을 수행하게 함으로써 특정 동작 또는 액션을 수행하도록 구성될 수 있는 하나 이상의 컴퓨터의 시스템이 설명된다. 일 실시예에서, 처리 장치는 제1 명령어를, 제1 피연산자를 포함하는 디코딩된 제1 명령어로 디코딩하는 디코드 로직, 및 술어 레지스터 스택 상의 술어 값에 액세스하기 위해 디코딩된 제1 명령어를 실행하는 실행 유닛을 포함한다.

일 실시예에서, 머신-판독 가능 매체는, 적어도 하나의 머신에 의해 수행되는 경우, 적어도 하나의 머신으로 하여금 명령어를 디코딩된 제1 명령어로 디코딩하는 동작, 술어 레지스터 스택으로부터 제1 술어 값을 검색하는 동작, 및 제1 술어 값에 기초하여 디코딩된 제1 명령어를 조건부로 실행하는 동작을 포함하는 동작들을 수행하기 위해 적어도 하나의 집적 회로를 제조하게 하는 데이터를 저장한다.

일 실시예에서, 프로세서는, 프로세서로 하여금 제1 피연산자를 갖는 명령어를 디코딩된 제1 명령어로 디코딩하는 단계, 하나 이상의 술어 값을 포함하는 제1 피연산자 값을 검색하는 단계, 및 하나 이상의 술어 값을 ToS 식별자에 의해 표시된 술어 스택 내의 위치로 푸시하는 단계를 포함하는 방법을 수행하게 하는 명령어를 구현한다.

본 명세서에 설명된 명령어들은, 미리 결정된 기능성을 갖거나 특정 연산들을 수행하도록 구성된 주문형 집적 회로들(ASIC들)과 같은 하드웨어의 특정 구성들을 지칭할 수 있다. 이러한 전자 디바이스들은, 하나 이상의 저장 디바이스(비일시적인 머신 판독가능 저장 매체), 사용자 입력/출력 디바이스(예를 들어, 키보드, 터치스크린 및/또는 디스플레이) 및 네트워크 접속과 같은 하나 이상의 다른 컴포넌트에 결합된 하나 이상의 프로세서의 세트를 통상적으로 포함한다. 프로세서들의 세트와 다른 컴포넌트들의 결합은 통상적으로 하나 이상의 버스 및 브리지(버스 제어기로 또한 지칭됨)를 통해 이루어진다. 저장 디바이스, 및 네트워크 트래픽을 반송하는 신호들은 하나 이상의 머신 판독가능 저장 매체 및 머신 판독가능 통신 매체를 각각 표현한다. 따라서, 주어진 전자 디바이스의 저장 디바이스는 통상적으로 그 전자 디바이스의 하나 이상의 프로세서의 세트 상에서 실행하기 위한 코드 및/또는 데이터를 저장한다.

본 상세한 설명 전체에 걸쳐, 설명의 목적으로, 본 발명의 철저한 이해를 제공하기 위해서 다수의 특정 상세가 제시되었다. 그러나, 본 발명은 이들 특정 상세 중 일부 없이 실시될 수 있다는 것이 관련 기술분야의 통상의 기술자에게 명백할 것이다. 특정 경우에, 본 발명의 대상을 모호하게 하는 것을 회피하기 위해서 잘 알려진 구조들 및 기능들은 상세하게 설명되지 않았다. 따라서, 본 발명의 범위 및 사상은 이하의 청구항들에 관하여 판단되어야 한다.

Claims (24)

1. 처리 장치로서,
   제1 명령어를 디코딩된 제1 명령어로 디코딩하는 디코드 로직 - 상기 명령어는 제1 피연산자를 포함하며, 상기 제1 피연산자는 술어 레지스터 스택 상의 술어 레지스터의 논리 식별자를 포함하는 제1 피연산자를 포함함 - ; 및
   프로세서 파이프라인의 리네이밍(renaming) 스테이지 이전에 상기 논리 식별자를 물리적 레지스터 식별자로 리네임하는 레지스터 리네임 로직; 및
   상기 술어 레지스터 스택 상의 술어 값(predicate value)에 액세스하기 위해 상기 디코딩된 제1 명령어를 실행하는 실행 유닛
   을 포함하는 처리 장치.
2. 삭제
3. 제1항에 있어서, 상기 술어 레지스터 스택 상의 상기 술어 레지스터의 논리 식별자는 ToS 식별자(top of stack identifier)와 관련되는 처리 장치.
4. 제3항에 있어서, 상기 실행 유닛은 상기 논리 식별자에 의해 표시된 술어 값을 판독하고 상기 술어 값에 기초하여 상기 디코딩된 제1 명령어를 조건부로 실행하는 처리 장치.
5. 제3항에 있어서, 상기 실행 유닛은 상기 논리 식별자에 의해 표시된 술어 값을 판독하고 상기 술어 값에 기초하여 상기 디코딩된 제1 명령어를 조건부로 커밋(commit)하는 처리 장치.
6. 삭제
7. 제3항에 있어서, 상기 레지스터 리네임 로직은 상기 물리적 레지스터 식별자를 계산하는 산술 논리 유닛, 및 상기 ToS 식별자를 저장하는 ToS 레지스터를 포함하는 처리 장치.
8. 제7항에 있어서, 상기 ToS 식별자를 저장하는 하나 이상의 섀도 ToS 레지스터(shadow top of stack register)를 더 포함하는 처리 장치.
9. 제1항에 있어서, 상기 실행 유닛은 추가로, 상기 디코딩된 제1 명령어의 실행 동안 생성된 술어 값을 생성하고 상기 생성된 술어 값을 상기 술어 레지스터 스택으로 푸시하는 처리 장치.
10. 제9항에 있어서, 상기 실행 유닛은 상기 생성된 술어 값의 푸시 후에 ToS 표시자를 추가로 진행(advance)시키는 처리 장치.
11. 데이터가 저장되어 있는 머신-판독 가능 매체로서,
    상기 데이터는 적어도 하나의 머신에 의해 수행되는 경우, 상기 적어도 하나의 머신으로 하여금
    명령어를 디코딩된 제1 명령어로 디코딩하는 동작,
    프로세서 파이프라인의 리네이밍 스테이지 이전에 술어 레지스터 스택으로부터 제1 술어 값을 검색하는 동작, 및
    상기 제1 술어 값에 기초하여 상기 디코딩된 제1 명령어를 조건부로 실행하는 동작
    을 포함하는 동작들을 수행하기 위해 적어도 하나의 집적 회로를 제조하게 하는, 머신 판독 가능 매체.
12. 제11항에 있어서, 상기 술어 레지스터 스택은 ToS 식별자를 포함하고, 상기 술어 레지스터 스택으로부터 상기 제1 술어 값을 검색하는 동작은 상기 ToS 식별자로부터의 오프셋에 기초하여 상기 술어 레지스터 스택에서 논리 위치를 결정하는 동작을 포함하는 머신 판독 가능 매체.
13. 제12항에 있어서, 술어 레지스터 리네임 로직을 통해 상기 술어 레지스터 스택에서 상기 논리 위치의 물리적 레지스터 id를 결정하는 동작을 더 포함하는 머신 판독 가능 매체.
14. 제11항에 있어서, 제2 술어 값에 적어도 부분적으로 기초하여 추측적인 분기 실행(speculative branch execution)을 수행하는 동작을 더 포함하는 머신 판독 가능 매체.
15. 제14항에 있어서, 상기 술어 레지스터 스택 상에서 제3 술어 값을 판독하는 동작, 및 상기 제3 술어 값에 기초하여 추측적인 분기 실행을 중단하는 동작을 더 포함하는 머신 판독 가능 매체.
16. 제14항에 있어서, 상기 추측적인 분기 실행을 수행하는 동작 이전에 섀도 ToS 레지스터에 ToS 식별자를 저장하는 동작을 더 포함하는 머신 판독 가능 매체.
17. 제16항에 있어서, 분기 예측 오류(missed branch prediction)로부터 복구한 후 상기 술어 레지스터 스택에 대한 상기 ToS 식별자를 섀도 ToS 레지스터로부터 복원하는 동작을 더 포함하는 머신 판독 가능 매체.
18. 프로세서에 의해 구현되는 방법으로서,
    제1 피연산자를 갖는 명령어를 디코딩된 제1 명령어로 디코딩하는 단계;
    하나 이상의 술어 값을 포함하는 제1 피연산자 값을 검색하는 단계; 및
    상기 하나 이상의 술어 값을 ToS 식별자에 의해 표시된 술어 스택 내의 위치로 푸시하기 위해 상기 디코딩된 제1 명령어를 실행하는 단계
    를 포함하는 방법.
19. 제18항에 있어서, 상기 제1 피연산자를 상기 하나 이상의 술어 값으로 디코딩하는 단계를 더 포함하는 방법.
20. 제18항에 있어서, 상기 명령어는 제1 명령어이고, 상기 ToS 식별자는 상기 하나 이상의 술어 값을 푸시하는 단계 이후에 진행되는, 방법.
21. 제18항에 있어서, 상기 명령어는 제2 명령어이고, 상기 ToS 식별자는 상기 하나 이상의 술어 값을 상기 술어 스택으로 푸시하는 단계 이후에 진행되지 않는, 방법.
22. 제21항에 있어서, 상기 명령어는 상기 제2 명령어를 디코딩하기 전에 상기 ToS 식별자의 위치에 부분적으로 기초하여 상기 ToS 식별자를 수정하는 제3 명령어인, 방법.
23. 제22항에 있어서, 상기 제3 명령어는 상기 제2 명령어에 의해 푸시된 상기 하나 이상의 술어 값 중 마지막 값에 기초하여 상기 ToS 식별자를 수정하는, 방법.
24. 삭제

Images