TW594562B - Branch instruction for processor - Google Patents

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Matthew J Adiletta
William Wheeler
Debra Bernstein
Donald Hooper
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Description

594562 五、發明說明(1) 【發明領域】 本發明係有關於電腦處理器的指令。 【習知技術說明】 種高 平行處理是計算程序中同時事件的資訊處理之 效率的方式。平行處理要求在電腦中許多經式的同時執 行。連續的處理或者序列的處理具有所有工作循序地完成 於單一 ί作站,鐘於管線處理具有工作完成於專業工作 1。、不官是執行於平行處理、管線或序向處理機器,電腦 =二碼$括分支’而其中指今串可以執行於序列中以及從 該序列分支至不同序歹彳的指令。 為讓本發明夕^ 顯易懂,下文特兴^述和其他目的、特徵、和優點能更明 說明如下:、牛較佳實施例,並配合所附圖式,作詳細 【圖式簡單說明】 圖。 中的微程式引 第1圖係使用處 、^ 第2圖係處理哭认态之通訊系統的方塊 第3圖係使用::詳細方塊圖。 擎功能單元的 、第1圖與第2圖的處理器 々,凡的方塊圖。 第4圖係微起 的圖。 的方塊圖 第5圖係顯示中的管線的方塊圖 第6圖俦_ - 於为支指令的示範格式 〜員不-般用途暫存器位址安排
第5頁 594562 五、發明說明(2) 【符號說明】 1 0〜通訊系統; 1 2〜運周硬體的多執行绪處理器; 13a〜10/100 BaseT八進位媒體存取控制; 1 3 b〜十億位元乙太網路裝置; 14〜PCI匯流排; 1 6〜記憶體糸統; 1 6a〜同步動態隨機存取記憶體(); 16b〜靜態隨機存取記憶體(^龍); 1 6 c〜快閃唯讀記憶體; 1 8〜第二匯流排·, 2 0〜核心處理器; 22〜功能微程式引擎 22a-22f〜微程式引擎; 24〜PCI匯流排界面; 2 6a〜同步動態隨機存取記憶體(SDR AM)控制器; 26b〜靜態隨機存取記憶體(SRAM)控制器; 27〜便條式記憶體; 28〜先進先出匯流排(FIFO Bus: FBUS )界面; 29a〜輸入與輸出FIFOs ; 29b〜輸入與輸出FIFOs ; 30〜先進系統匯流排(ASB )轉譯器; 3 2〜内部核心處理器匯流排;^ 34〜非公開匯流排; 38〜記憶體匯流排; 50〜精簡指令集運算(Rise )核心; 52〜十六仟位元組指令快取(ΐβ-kilobyte
1057-3410-PF.ptd 第6頁 594562 五、發明說明(3) 54〜八仟位元組資料快取(g-kilobyte data cache ); ^ 56〜預先擷取資料串缓衝區; 70〜控制儲存; 72〜控制器邏輯; 72a-72d 〜程式計數器(pr〇grani Counter: PC )單 元; 7 3〜指令解碼器; 7 4〜内容事件切換邏輯; 7 6〜執行盒資料路徑;
76a 〜算術邏輯單元(arithmetic logic unit: ALU ); 剷 76b〜一般用途暫存器組(generai -purpose 4 register set ); 78〜寫入移轉暫存器堆疊; 80〜讀取移轉暫存器堆疊; 【較佳實施例的詳細說明】 參照第1圖,通訊系統1 〇包括處理器1 2。在一實施例 中’處理器是運用硬體的多執行緒處理器12。處理器12被 連接至例如PCI匯流排14的匯流排,記憶體系統16以及第 二匯流排18。對於可以被分割成為平行子工作或函數的工 作’系統1 0是特別地有幫助的。特別地,對於頻寬導向而 非潛伏時間導向的工作,運用硬體的多執行緒處理器丨2是 有幫助的。運用硬體的多執行緒處理器12擁有多微程式引 擎22 ’母一微程式引擎22具有多硬體控制執行緒,多硬體
1057-3410-PF.ptd 第7頁 594562
控制執行緒可以被同時地啟動與獨立地活動於工作。 運用硬體的多執行緒處理器12也包括中 中央控制器20協助裝載用於運用硬、20, ^其=㈣之微程式碼控制以及完成其他通用電腦類型函 中」;=广異*,對於封包處理的額外支援,其 :微J式弓」擎22完成封包的較詳細處理,如同在邊界狀 ,。在一貫施例中,處理器20是運用Str〇ng奸 疋央國ARM公司的商標)。通用型微處理器〗。具有:乍 業糸、、'充。經過作業系統,處理器2〇可以呼叫函數以運算於 微程式弓丨擎22a-22f。處理器20可以使用任何支援的作業 系統,最好是即時作業系統。對於實現為Str〇ng A]架構 的核心處理 |§20,例如Microsoft-NT real-time, VXWorks與# CUS,可於網際網路得到的免費軟體作業系 統,之類的作業系統可以被使用。 用硬體的—多執行緒處理器丨2也包括複數功能微程式引 擎2 2a-22f。每一個功能微程式引擎(微程式引擎) 2 2a-22f維持硬體中的複數程式計數器與關連於程式計數 器的狀態。實際上,當在任何時間只有一個是真正地運 算’對應的一些執行緒集合可以被同時地啟動於每一個 微程式引擎22a-22f。 ' 每一微程式引擎22a-22f具有用於處理四個硬體執行 緒的能力。微程式引擎22a-22f與包括記憶體系統16及^ 流排界面24與28的共享資源一起運算。記憶體系統16包括 同步動態隨機存取記憶體(SDR AM)控制器26a與靜態隨機
594562 五、發明說明(5) ---
存取δ己憶體(SRAM )控制器26b。SDRAM記憶體i6a與SDRAM 控制器2 6 a通常被使用於處理大量的資料,例如,來自網 路封包的網路費甩的處理。SRAM控制器26b與SRAM記憶體 1 6b被使用在,例如電腦網絡封包處理、後稿語言處理 1§,或者作為用於如RAID磁碟儲存的儲存子系統的處理 器,或者用於低潛伏時間,快速存取工作,例如,存取查 詢表格,用於核心處理器2〇的記憶體等等。 處理器12包括連接處理器至第二匯流排18的匯流排界 面?8。在一實施例中,匯流排界面28連接處理器12至被通 稱為FBUS 18 (先進先出匯流排FiF〇 BUS )。處理器12包 括第二界面5例如PCI匯流排界面24,其連接存在於PCI匯 流排lj上的其他系統組件至處理器丨2。pc丨匯流排界面24 ^供南速資料路徑24a至SDRAM記憶體16a。經由該路徑, f料可以從SDRAM 16a經過PCI匯流排14快速地被移動,憑 藉直接。己隐體存取(direct memory access - DMA)移 轉。 一 母 力此早元被連接至一或多個内部匯流排。内部匯 二排疋雙數’二十二位元匯流排(換言之,一匯流排用於 讀,以及另一匯流排用於寫入)。運用硬體的多執行緒處 理為1 2也疋被構成以致在處理器1 2中的内部匯流排的頻寬 總和,過内部匯流排連接至處理器1 2的頻寬。處理器1 2包 括内部核=處理器匯流排32,例如先進系統匯流排(ASB )’ ^匯流排連接處理器核心至記憶體控制器26a、26b以 及至說明於下文中的先進系統匯流排(ASB )轉譯器30。
594562
ASB匯流排是所謂的先進微控制器匯流排架構(amba )的 子集合,AMBA是與Strong Arm處理器核心2〇 一起被使用。 處理器12也包括連接微程式引擎單元22至⑽倾控制器 2 6b、ASB轉譯器30與FBUS界面28的非公開匯流排34 (private bus )。記憶體匯流排38連接記憶體控制器 26a、26b至匯流排界面24與28以及記憶體系統16包括被使 用於開機運异等等的快閃唯讀記憶體丨6 c。 參照第2圖,每一個的微程式引擎22a —22f包括檢查旗 標以決定被運算於其上的可利用執行緒之仲裁器。來^微 程式引擎22a-22f的任何執行緒可以存取同步動態隨機存 取記憶體(SDRAM )控制器26a、靜態隨機存取記憶體 (SRAM )控制器26b或者先進先出匯流排(FBUS )界面 28。每一記憶體控制器26a與2 6b包括為了儲存未解決的 記憶體參照要求之複數佇列。在用於標示何時服務是被授 權的中斷旗標之外,FBUS界面28支援對於MAC裝置支援的 每一埠的傳送與接收旗標。FBUS界面28也包括完成從FBUS 進來封包的標頭處理之控制器28a。控制器28a設法得到封 包標頭並且完成於SRAM 16b中的微程式可編程序的來源/ 終點/協疋雜凑查詢(H a s h e d 1 ο 〇 k u p )(使用於位址平滑 核心處理器2 0存取共享資源。核心處理器2 q具有經由 匯流排32至SDRAM控制器26a '至匯流排界面24與至SRAM控 制為2 6 b。然而’為了存取微程式引擎2 2 a - 2 2 f以及移轉位 於任何微程式引擎22a-22f中的暫存器,核心處理器2〇經
594562
由A SB轉澤裔30跨過匯流排34而存取微程式引擎22a — 22f。 ASB轉譯器30可以實際上存在於FBUS界面28,但是邏輯上 是有區別的。ASB轉譯器3〇完成在FBUS微程式引擎移轉暫 存器位置與核心處理器位址(亦即ASB匯流排)之間的位 址轉澤以便心處理态2 0可以存取屬於微程式引擎2 2 a — 2 2 f 的暫存器。 雖然微程式引擎22可以使用暫存器組以交換資料如以 下所a兒明’便條式記憶體2 7也被提供以允許微程式引擎寫
出資料至記憶體而作為其他微程式引擎讀取。便條式記憶 體27是連接至匯流排34。 處理器核心2 0包括精簡指令集運算(R丨sc )核心5 〇, 精,指令集運算(RISC)核心50實現於五級管線而完成一 運算凡或兩運算元的單一週期位移於單一週期中,提供乘 法支援與三十二位元桶形位移支援。此RISC核心5〇是標準 Strong Arm®的架構,但是為了效能原因而被實現於五級 官線。處理器核心2 0也包括十六仟位元組指令快取 kilobyte instruction cache ) 52,八仟位元組資 料快取(8-kil〇byte data cache ) 54與預先擷取資料串
緩,區(prefetch stream buffer ) 56。核心處理器20 完 成算術運算平行於記憶體寫入與指令擷取。核心處理器2〇 ^由ARM所定義的ASB匯流排與其他功能單元接合。asb匯 流排是三十二位元雙向匯流排32。 " 參照第3圖,範例的微程式引擎22f包括控制儲存70, 其包括儲存微程式的RAM。微程式是可由核心處理器2〇所
594562 五、發明說明(8) 載入。微程式引擎22f也包括控制器邏輯72。控制器邏輯 72包括指令解碼器73與程式計數器(pr〇grain Counter: PC )單元7 2a-72d。四個微程式計數器72a-72d是保留於硬 體中。微程式引擎22f也包括内容事件切換邏輯74。内容 事件邏輯7 4接收來自每一個共享資源的訊息(例如, SEQj—EVENT一RESPONSE ; FBI—EVENT—RESPONSE ; SRAM—EVENT一RESPONSE ; SDRAM—EVENT—RESPONSE ;與 ASB—EVENT—RESPONSE),共享資源例如SRAM 26a,SDRAM 26b,或處理器核心20,控制與狀態暫存器等等。這些訊 息提供被要求的功能是否已經完成的資訊。基於由執行緒 所要求的功能是否已經完成與兩信號通知完成,執行緒需 要等待該完成信號,以及假如執行緒被賦予運算的能力, 接著執行緒被放置於可適用執行緒名冊中(未顯示)。微 私式引擎22f可以具有四個可適用執行緒的最大值。 除了局部至執行中的執行緒的事件信號之外,微程式 引擎22a-22f利用總體的信號發送狀態。具有信號發送狀 態,執行中的執行緒可以播送信號狀態至所有的微程式引 擎22a-22f。接收要求可適用(Receive Request
Available )信號,在微程式引擎22a — 22f中的任何與所有 執行緒可以分支於這些信號發送狀態上。這些信號^送狀 態可以被使用以決定資源的可適用性或者是否資源是到期 而可以服務。’ 、 内容事件邏輯74具有對於四個執行緒的仲裁。在一實 施例中’仲裁是循環赛機制。其他技術可以被使同,包社
594562 五、發明說明 g) ,先;^排序或者權重公正排序。微程式引擎也包括執 ^ 盒資料路徑76 (execution box data path),執行盒 ^料路位76包括异術邏輯單元(arithmetic i〇gic unit 76a 與般用途暫存器組(general-purpose register =V^7613。异術邏輯單元76a如同移位函數般地完成算術 〃邏輯函數。算術邏輯單元包括條件程 J說明的指令所使用。暫存器組76b具有相當大數目的皮一乂 斟:ί暫存15,—般用途暫存器是被開窗以至於它們是相 址的。微程式引擎⑵也包括寫入移轉 80 : 了、走;*、、項取移轉暫存器堆疊80。這些暫存器78與 80也疋被開献以至於它們是相對地與絕 入:轉暫存器堆疊78是其中寫入資料至 ; 暫存器堆疊8°是用於從共享資源傳回資 26a Ϊ同時發生或隨後,來自例如SRAM控制器 供至事件仲裁器?4,其了貝二之 可適用或已經被送出的執行緒。移 I貝付疋 兩者;連接至執行盒與80 “第4圖,微程式引擎資料路 (5-stage mlcro-pipeHne ) 82。 倣吕綠 的查詢82a’暫存器列位址的形成82b::i;=n; 元讀取82c,ALU移位或比較運算咖,*社暫存/列的運算 及藉由假設暫存器是實現為暫存器列(而咖『二
1057-^410-PF nrd 第13頁 寫回8 2 e。藉由提供寫回資料旁路進入ai^ ,存器的 594562
式引擎可以完成同時發生的暫存器列讀取與寫入, 地隱藏寫入運算。 其完全 ,支援於微程式引擎22a-22f中的指令集支援條件分 。最差狀況的條件分支潛伏時間(不包括跳躍)笋 當分支決定是由前一微程式控制指令所指定的條件^ 1 的結杲。潛伏時間顯示於以下第1表中: 第1表
1 2 3 4 5 6 7 8 微儲存査詢 nl cb n2 XX bl bl b3 b4 暫存器位址產生 nl Cb XX XX bl b2 b3 暫存器縱列査詢 Nl cb XX XX bl b2 ALU/位移器/cc nl cb XX XX bl 寫Θ M2 nl cb XX -—. XX 其中nx疋預先分支微程式字組(ηι設定cc,s ) 條件分支,bx是後分支微程式字組以及χχ是被 2, 式字組 的微程 如第1表所示,直到週期4時nl的條件碼被設定,、 分支決定可以被做出(在此狀況中導致分支路径被杳$及 週期5中)。微程式引擎帶來2週期分支潛伏時間損^珣於 為其必須終止在管道中的運算n2與n3 (該2微程式^矣’因 接位於分支後),在分支路徑開始以運算1^裝滿"管’曾且直 前。假如分支不發生,沒有微程式字組被終止/以;二二 594562 五、發明說明(11) 常地繼續。微程式引擎具有幾個機制以減少或消除實際的 分支潛伏時間。 微程式引擎支援可選擇的被延遲分支。可選擇的延遲 分支是當微程式引擎允許在分支之後的1或2微程式指令發 生於分支生效之前(即分支的效應在時間上是被延遲地 )。因此,假如有用工作可以被發現而填充在分支微程式 字組之後被浪費的週期,於是分支潛伏時間可以被隱藏。 1週期延遲分支顯示於第2表中,此處n2被允許執行於cb之 後,但是於bl之前: 第2表
1 2 3 4 5 6 7 8 微儲存査詢: nl cb n2 XX bl b2 b3 b4 暫存器位址產生 nl cb nl XX bl b2 b3 暫存器縱列査詢 nl cb n2 XX bl b2 ALU/位移器/cc nl cb n2 XX bl 寫ΕΪ nl cb n2 XX 2週期延遲分支顯示於第3表中,此處n2與n3兩者被允 許完成在至Μ的分支之前。要注意的是2週期分支延遲僅 被允許在當條件碼被指定於在分支之前的微程式字組。
594562 五、發明說明(12) 第3表 1 2 3 4 5 6 7 8 9 微儲存査詢 nl cb n2 n3 bl b2 b3 b4 b5 暫存器位址產生 nl cb n2 n3 bl bl b3 b4 暫存器縱列查詢 nl cb n2 n3 bl b2 b3 ALU/位移器/cc nl cb n2 n3 bl bl 寫回 nl cb n2 n3 bl 微程式引擎也支援條件碼估算。假如做出分支決定的 條件碼是在分支之前設定2或者更多微程式字組,然後1週 期的分支潛伏時間可以被消除’因為分支決定可以在早於 1週期之前被做出,如同第4表中。 一 第4表
1 2 3 4 5 6 7 8 微儲存査詢 nl nl cb XX bl bl b3 b4 暫存器位址產生 nl n2 cb XX bl b2 b3 暫存器縱列査詢 nl n2 cb XX bl hi ALU/位移器/cc nl n2 cb XX bl 寫® nl n2 cb XX 在此例子中,η 1設定條件碼以及n2不設定條件碼。因 而,分支決定可以於週期4做出(而不是週期5 ),而消除
1057-3410-PF.ptd 第16頁 594562 五、發明說明(13) 週期的分支潛伏時間。在第5表中的例子中,1週期分支 延,與條件碼的提前設定被相互結合而完全地隱藏分支潛 伏^間。亦即,條件碼(cc’ s )被設定於1週期延遲分去 之前的2個週期。 第5表 1 2 3 4 5 6 7 8 微储存査詢| N1 cb n2 n3 bl b2 b3 b4 暫存器位址產生 nl n2 cb n3 bl b2 b3 暫存器縱列査詢 nl n2 cb n3 bl b2 ALU/位移器/cc nl n2 cb n3 bl 寫® nl n2 cb n3 在條件碼不能被提前設定的狀況中(它們被設定於八 ▲支之前的微程式字組中)’微程式引擎支援分支二二而$ 試減少1週期的暴露的保留分支潛伏時間。藉由,,猜測π分 支路徑或者循序路徑,在明確地知道哪一路徑被^行之β 前,微程式定序器預先擷取被猜測路徑的1週期/假如猜 測正確,1週期的分支潛伏時間被消除如第6表中所•叹示。月 594562 五、發明說明(14) 第6表 猜測分支發生/分支發生 1 2 3 4 5 6 7 8 微儲存査詢 nl cb nl bl bl b3 b4 b5 暫存器位址產生 nl cb XX bl hi b3 b4 暫存器縱列査詢 nl cb XX bl bl b3 ALU/位移器/cc nl cb XX bl bl 寫回 nl cb XX bl 假如微程式碼猜測分支發生不正確時,微程式引擎依 然只有浪費1週期,如第7表中 第7表 積測分支發生/分支不發生
1 2 3 4 5 6 7 8 微儲存査詢 nl cb nl XX nl n3 n4 n5 暫存器位址產生 nl cb nl XX n2 n3 n4 暫存器縱列査詢 nl cb nl XX n2 n3 ALU/位移器/cc nl cb nl XX n2 寫回 nl cb nl XX 無論如何,當微程式碼猜測一個分支是不發生時,潛 伏時間損失是不同地分佈。如同在第8表中,對於猜測分
1057-3410-PF.ptd 第18頁 594562 五、發明說明(15) 支不發生/分支是不發生時是不浪費週期。 第8表 1 2 1 3 4 5 6 7 S 微儲存査詢 nl cb nl n2 n3 n4 n5 n6 暫存器位址邊立 nl cb nl n2 n3 n4 n5 暫存器縱列查詢 nl cb nl n2 n3 n4 ALU/位移器/cc nl cb nl n2 n3 寫® nl cb nl n2 無論如何,如同在第9表中,對於猜測分支不發生/分 支是發生時有2浪費的週期。 第9表
1 2 3 4 5 6 7 8 微儲存査詢 nl cb nl XX bl b2 b3 b4 暫存器位址產生 nl cb XX XX bl bl b3 暫存器縱列査詢 nl cb XX XX bl bl ALU/位移器/cc nl cb XX XX bl 寫回 nl cb XX XX 微程式引擎可以結合分支猜測與1週期分支延遲而進 一步地改善結果。對於猜測分支發生與1週期延遲分支/分 支是發生是在第10表中。
1057-3410-PF.ptd 第19頁 594562 五、發明說明(16) 第10表 1 2 3 4 5 6 7 8 微儲存査詢 nl cb n2 bl bl b3 b4 b5 暫存器位址產生 nl cb n2 bl bl b3 b4 暫存器縱列査詢 nl cb n2 bl b2 b3 ALU/位移器/cc nl cb n2 bl b2 寫回 nl cb nl bl 在以上狀況中,2週期的潛伏時間是藉由n2的執行以 及藉由正確地猜測分支方向而被隱-屬^。 假如微程式碼猜測不正確,如以下所示,對於猜測分 支發生1週期延遲分支/分支不發生,1週期的潛体時間維 持浪費,如同在第11表中。 第11表 1 2 3 4 5 6 7 δ 9 微儲存査詢 nl cb n2 XX n3 n4 n5 n6 n7 暫存器位址產生 nl cb n2 XX n3 n4 n5 n6 暫存器縱列査詢 nl I cb ! nl XX n3 n4 n5 ALU/位移器/cc nl cb n2 XX n3 n4 寫SJ nl cb n2 XX n3 假如微程式碼正確地猜測分支不發生,然後管線循序
1057-3410-PF.ptd 第20頁 594562 五、發明說明(17) 地流通於正常未受到擾亂的狀況。假如微程式碼不正確地 猜測分支不發生’微程式引擎再次浪費1週期的無產出執 行,如第12表中所示。 第12表 精測分支不發生/分支發生。 1 2 ] 3 Γ 4 5 6 7 1 8 9 微儲存査詢 nl cb nl XX bl bl b3 b4 b5 暫存器位址產生 nl cb n2 XX bl b2 b3 b4 暫存器縱列査詢 nl cb n2 XX bl b2 b3 ALU/位移器/cc nl cb n2 XX bl hi 寫回 nl cb n2 XX bl 其中nx是預先分支微程式字組(nl設定cc,s cb是條件分支 bx是後分支微程式字組 XX是被終止的微程式字組 間, 的結 在跳躍指令的狀況中,招致3額外週期的潛伏時 因為分支位址是未知的直到跳躍位於ALU級中的日 尾(第13表)。 4
1057-3410-PF.ptd 第21頁 594562
第13表 1 2 3 4 5 6 7 8 9 微儲存査詢 N1 jp XX XX XX jl J2 J3 J4 暫存器位址產生 nl jp XX XX XX jl J2 j3 暫存器縱列査詢 nl jp XX XX XX jl J2 ALU/位移器./cc nl jp XX XX XX jl 寫回 nl jp XX XX XX 弟D圖 佩狂: 參 指令, 支援分 類分支 使用作 中的位 在此實 指定於 通 中處理 算。此 可以從 支程式 BR 指令, --Μ · ·…一π %,刀、叉 例如分支於條件程式碼之上。此外,微程式?丨擎也 支於任何特定位元被設定或清除的分支指令。此種 指令允許程式設計師具體指定暫存器的哪_位元被 為分支控制位元。指令格式包括具體指定在長字組 ,位置的位元位置襴位(bit —p〇siti〇n Heid)。 =中的有效位元位置是位元〇 : 3丨。分支目標是且 指令中的標籤。 /、 =分支指令需要處理器位移位元進入控制路輕,1 二,^來自ALU的條件程式碼,以及完成分支運,、 二採2 t 5許分支程式碼的可觀察性。因此,分支 ς = 2貧料路徑被控,Μ 理器 碼進入控制路徑。 雅㈤刀 當由浐—BSET是分支至特定標籤上的指令之分支 田°曰7所具體指定的暫存器特定位元是被清除或
594562 五、發明說明(19) 設定時。這些指令設定條件程式碼。 格式:br—bclr[reg,bit —position,label#], opt i ona1 — token br一bset[reg, bit—position, label#], opt i ona1_token 欄位reg A是保留運算元的内容相關移轉暫存器或一 般用途暫存器的位址。攔位bit_p〇sition是具體指定在長 字組中的位元位置的數字。位元〇是最低有效位元。有效 的bit_position數值是0至31。欄位label#是相對應分支 至指令位址的符號標藏。數值〇pti〇nal_token可以具有幾 種數值。由程式設計師根據編製程序考慮而選擇數值。記 號(token)可以是: 延遲1 (defer 1),在完成分支運算之前,執行在分 支指令以後的指令。 延遲2 (defer 2),在完成分支運算之前,執行在分 支指令以後的2個指令。(在一些實行中不被允許與猜測 分支(guess一branch )。) 延遲3 (defer 3),在完成分支運算之前,執行在分 支指令以後的2個指令。(在一些實行中不被允許與猜測 分支(guess—branch ) 〇 ) 另一記號(token )可以是ff猜測分支 (guess—branch ),,,其導致分支指令預先擷取用於’’分支 發生’'條件的指令而不是下一個循序的指令。此記號猜測
1057-3410-PF.ptd 第23頁 594562 五、發明說明(20) 分支(guess—branch )可以與延遲記號一起被使用,例如 延遲1而改善效能。在一些結構中這或許是不允許與延遲2 或延遲3。 參照第6圖,兩種存在的暫存器位址分隔是本地可使 用暫存’以及可被所有微程式引擎使周的總體可使用暫 存器。一般用途暫存器(GPRs)被實現為兩分隔儲存所 (A儲存所與b儲存所),其位址是一字組接一字組為才姐 地相互插入以致於A儲存所暫存器具有lsb = 〇,以及B儲存 =暫存器具有lsb = l。每一儲存所有能力完成同時讀取與 寫入兩不同字組於其儲存所内部。 一 =過儲存所A與B,暫存器組76b也被組織成為32個暫 四:窗口76b"6b3 ’對於每一執行緒是相對地可 的。因此,執行緒〇將找尋其暫存器〇於77&之卜 ί 1」Γ緒1將找尋其暫存器0於7技之上(暫存二 執行緒2私找尋其暫在哭Q於^ γ 執杆缺q4 了 … 上(暫存器64 ), ΪΓβ Λ ,存器0於77d之上(暫存器96)。相掛 存與位置但是存取暫存器的不同窗口 = =控制儲 用雙咖S於微程式引擎22f中,:成二同功能。 與儲存所定址的使用提供必需的讀取頻寬自口定址 廷些開窗暫存器不必從内容開關 =,3於内容調換縱列或堆疊推存資 〇週:耗用的:容切換具有對於從-内容改ίί:消 U週期耗用時間土 I主另一内交ίΛ 町间相對暫存器定址劃分暫在哭μ ‘ Μ谷的 仔器儲存所成為 1057-3410-PF.ptd 594562 五、發明說明(21) __ 跨過一般用途暫存5§沾 取任何相關於窗口起::址寬度的窗口。相對定址允許存 架構中,㊣中藉由提窗口。絕對定址也被支援於此 對暫存器或許可以被任二f f的精確位址,任何一者的絕 取決於微程式字組的::緒:f取。 可以發生於兩種模式。兩二了般用途暫存器78的定址 式中,暫存器位址的定址β =:疋絕對與相對。在絕對模 源欄位中(a6-a0或b6-b〇 接地具體指定於7位元來 第14表 ’如第14表中所示:
-4---^ u» α^—± 暫存器位址被直接地具體指定於8朽- Λ . 疋^位A目的攔位中 (d7-d0 )第 1 5 表·
594562 五、發明說明(22) 第15表 7 6 5 4 3 2 1 0 AGPR: d7 d6 d5 d4 d3 d2 dl dO d7=0, d6=0 BGPR: d7 d6 d5 d4 d3 d2 dl dO d7=0? d6=l SRAM/ASB: d7 d6 d5 d4 d3 d2 dl dO d7=l,d6=0, d5=0 SDRAM: d7 d6 d5 d4 d3 d2 dl dO ¢17=1,(16==(^(^5==1 假如<a6:a5> = l,l,<b6:b5> = l,l,<d7:d6> = l,l,接 著較低位元被詮釋為内容相關位址欄位(說明於下文中 )。當非相關A或B來源位址被具體指定於A,B的絕對欄位 中,只有SRAM/ASB與SDRAM位址空間的較低一半可以被定 址。實際上,讀取絕對SRAM/SDRAM裝置具有有效位址空 間;無論如何,因為此限制不應用至目的襴位,寫入 SRAM/SDRAM依然使用完整位址空間° 在相對模式中,定址一個特定位址是在内容空間内部 由5位元來源欄位(a4-aO與b4-bO)第16表所定義的偏移 量:
1057-3410-PF.ptd 第26頁 594562 五、發明說明(23) 第16表 7 6 5 4 3 2 1 0 AGPR: a4 0 context a3 a2 al aO a4=0 BGPR: b4 1 context b3 b2 bl bO b4=0 SRAM/ASB: ab4 0 ab3 context b2 bl abO ab4=l,ab3=0 SDRAM: ab4 0 ab3 |contextj b2 bl abO ab4=l,ab3=l 或者如同由6位元目的欄位中(d5-d0)第17表所定 義: 第17表 7 6 5 4 3 2 1 0 AGPR: d5 d4 context D3 d2 dl dO d5=0?d4^0 BGPR: d5 d4 context B3 d2 dl dO (β=0,όΦ=0 SRAM/ASB: d5 d4 d3 Context d2 dl dO d5=l,dM),d3=0 SDRAM: d5 d4 d3 context d2 dl dO (!5=1,άΦ=0,(Β=1 假如<d5:d4> = l,1,則目的位址不定址於一有效暫存 器,因此,沒有目的運算元被寫回。 雖然本發明已以較佳實施例揭露如上,然其並非用以 限定本發明,任何熟習此技藝者,在不脫離本發明之精神 和範圍内,當可作更動與潤飾,因此本發明之保護範圍當 視後附之申請專利範圍所界定者為準。
1057-3410-PF.ptd 第27頁

Claims (1)

  1. 替換頁 9^7 Ά1 曰丨案號89117907_?3年工月7曰 修正本_ 六、申請專利範圍 1. 一種電腦程式產品,實作於一可執行的資訊載體 中,用以使一資料處理裝置執行一分支指令,將一特定暫 存器中之一位元指定為一分支控制位元,以及在當該位元 被設定或清除時,將一指令串分支至一目標指令。 2. 如申請專利範圍第1項所述之電腦程式產品,進一 步地包括: 一位元位置欄位,用以指定一暫存器中一長字組中的 該分支控制位元的一位元位置。 3. 如申請專利範圍第1項所述之電腦程式產品,進一 步地包括: 一分支目標欄位,其具體指定為一標籤。 4. 如申請專利範圍弟1項所述之電腦程式產品’進一 步地包括: 可程式化之一選項記號,在分支至該目標指令之前, 先行執行緊隨該分支指令後的i個指令。 5. 如申請專利範圍第1項所述之電腦程式產品,進一 步地包括: 可程式化之一選項記號,在分支至該目標指令之前, 先行執行緊隨該分支指令後的i個指令,其中i係為一、二 或三。 6. 如申請專利範圍第1項所述之電腦程式產品,其中 該暫存器是保留運算元的内容相關移轉暫存器或一般用途 暫存器。 7.如申請專利範圍第1項所述之電腦程式產品,進一 步地包括:
    1057-3410-PFl.ptc 第28頁 5|f6!替換頁拳:Γ月7』 盡H 89117907 曰 修正 六、申請專利範圍 可程式化之一選項記號,非用以指出下一個循序指 令’而是用以指出為一分支發生(branch taken)條件預 先擷取的一猜測分支(g u e s s — b r a n c h )。 、 8·如申請專利範圍第1項所述之電腦程式產品,進_ 步地包括: _ 可程式化之一第一選項記號,在分支至該目標指令之 刚’先行執行緊隨該分支指令後的i個指令。 、t第一遠項記號,非用以指出下一個循序指令,而是 f二2,為~分支發生(branCh taken)條件預先操取的 月〆、刀支(guess —branch ) 〇 該暫9存:! 專利ϊ圍第1項所述之電腦程式產品’其中 的。w用於決定該分支運算之位元,係具有可選擇性 分支2發H專,範圍第1項所述之電腦程式產品,其中 的一位元的結果而=根據評估一處理11中之一資料路徑中 \1 · 一種運作處理器的方法,包括: 定位元;以^疋使用作為分支控制位元的特定暫存器的特 完成:ΐΐ;定暫存器的該特定位元是被設定或者清除, 位元2置如是申^7專括H圍第η項所述之方法,其中該特定 13 /\ 暫存器中的長字組中。 括:· °申請專利範圍第η項所述之方法,進一步地包
    1057-341〇-PFl.ptc 第29頁 I正替換頁 _ 案號 89]17Qn7 六、f言f專利圍 分支至具體指定作為在 位上的指令。 伯7 T 曰 修正 的標籤的分支目標攔 1 4 ·如申請專利範 位元是由程式設計師所具體指員定所述之方法’其中該特定 括广·”請專利範圍第U項所述之方法,進一步地包 根據評估其由程式設 分支運算之前,執行在 的4項兄號,在完成 刀克心令執行以後的i個數目指 哭是1伴6留如運申曾請專Λ範圍第11項所述之方法,其中該暫存 口…運异兀的内容相關移轉暫存器或一般用适 1 7 ·如申請專利範圍第1 1 令 般用途暫存 括: 項所述之方法,進一步地包 預先^^式:"師所設定並且其具體指定猜測分支 = nch Prefetch)用於該”分支發生"擷取分支發生指令。 仏盾“令的選項記號’預先 I8.如申請專利範圍第11項所述之方法,進一步地包括·· 士根據評估其由程式設計師所設定的第一選項記號,在儿成刀支運异之4,執行在該分支指令執行以後的丨個 目指令;以及根據其由程式設計師所設定並且其具體指定猜測分支 預先#貞取(gUes s_branch prefetch)用於該"分支發生” m 1057-3410-PFl.ptc 第30頁 _ k 號 891]7卯7_ 六 1 2--I 你 Γ£ 條件的該指令而不是該下一 預先擷取分支發生指令。 序指令的第二選項記號, 1 9 ·如申請專利範圍第】〗 、 允許程式設計師選擇該特 ,所。述之方法,其t該指令 該分支運算。 存為的哪一位元使用於決定 20·如申請專利範圍第 暫存器堆疊 算術運算單元 程式控制貯存 處理器的資料路徑中的位皱所述之方法,其中根據在 2】· 一種處理器,包括:、^、估而發生分支評估。 元 評估該暫存器堆疊 該特定位元被指定 2特定該暫存器中的特定位 其中該特 進—步地 特定該暫存器的該】為分支控制位元;以及 分支指令所指定的分支運j蜱兀是被設定或清除,完成由 2 2 .如申請專利 定位元是在包括於—二= 項所,二 &如中請專利範^暫存$的長子組中 包括: Ν ^ 2 1項所述之處理器 【支:申?專位利範其= 定位元是由程式設計師;t所述之處理裔’ I中該特 25·如申請專利範圍第21H°考 fiiiiSiSiiii—^轉暫存益或一^^^ 1057-3410-PFl.ptc 第31頁
    1057-3410-PF1.pic 第32頁
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