华科组成原理课程设计报告-MIPS流水线CPU

1、-. z.计算机科学与技术学院计算机科学与技术学院2014计算机组成原理 课程设计报告题目：支持流水线的简单计算机系统设计与实现专业：计算机科学与技术班级：*：*：实验台：完成日期：指导教师：目录一、课程设计概述31 课设目的32 实验环境33 设计任务与要求3二、设计原理31 MIPS概述32 MIPS指令简介33 经典5段RSIC流水线构造4三、设计内容51 指令选取52非流水5段CPU模型63 流水5段CPU模型8四、实现内容与测试结果121 各模块功能122 控制信号123 指令操作流程134 指令执行状态转换图145 引脚绑定156 测试程序157 测试结果与仿真图16五、课设总结1

2、71 课设中遇到的问题172 课设经历173 课设感想184 小组分工18参考文献18课程设计概述课设目的掌握硬件描述语言与开发环境，了解硬件开发地根本过程。掌握流水线CPU设计方法。锻炼学生简单计算机系统的设计能力，并通过进展主机系统低层电路的实现、故障分析与定位、系统调试等环节的锻炼，进一步提高了学生分析和解决问题的能力。实验环境*ilin* ISE 14.2Spartan3E实验板一块设计任务与要求课程设计的主要任务是设计一台支持流水线的简单计算机系统并调试通过。要求所设计的计算机系统能正确地执行存放在指令cache中的程序的功能。本设计基于MIPS的32位流水线架构，设计过程中力图尽可

3、能的遵循原有的MIPS的功能和指令集。根本做到与MIPS指令集的兼容。具体要求包括：支持算术运算，逻辑运算，存储器读写，存放器间数据传送等几类指令。支持立即数寻址，直接寻址，存放器寻址等几种根本的数据寻址方式和顺序寻址、跳跃寻址两种指令的寻址方式。支持10条或以上的指令。能运行由自己所设计的指令系统构成的一段程序，程序执行功能正确。具有完整的五级流水线架构。采用独立的32位的数据总线和地址总线。设计原理MIPS概述MIPS是高效的RISC体系构造中最优雅的一种体系构造。其中文意思为无内部互锁流水级的微处理器，其机制是尽量利用软件方法防止流水线中的数据相关问题。它最早是在80年代初期由斯坦福大学

4、Hennessy教授领导的研究小组研制出来的。MIPS公司的R系列就是在此根底上开发的RISC工业产品的微处理器。这些系列产品为很多计算机公司采用构成各种工作站和计算机系统。本设计将参考MIPS的CPU设计以实现自己的五段流水线CPU设计，并局部实现MIPS32指令集MIPS指令简介2.1 MIPS指令集特点MIPS指令集具有以下特点：简单的LOAD/STORE构造。所有计算类型指令均从存放器组中读取数据并把结果写入存放器组中。只有LOAD和STORE指令访问存储器数据cache。易于流水线CPU的设计。MIPS指令集的指令格式非常规整，所有的指令均为32位，而且指令操作码在固定的位置上。易于

5、编译器的开发。一般情况下，编译器在编译高级语言程序时，很难用到复杂的指令。MIPS指令的寻址方式与操作非常简单，便于编译器的开发。2.2 MIPS指令格式在本次课程设计中，在数据类型上只支持整数类型，在指令格式上直接R、I和J型指令。以下是对三型指令的简介1：Rregister类型的指令从存放器组中读取两个源操作数，计算结果写回存放器组。Iimmediate类型的指令使用一个16位的立即数作为一个源操作数。Jjump类型的指令使用一个26位立即数作为跳转的目标地址。三型指令的格式如图1所示，其中：op表示指令操作码。rs为源操作数的存放器号。rd为目的存放器号，RT既可为源存放器号，也可为目的

6、存放器号。funct可认为是扩展的操作码。shamte由移位指令使用，定义移位位数。Immediate是16位立即数，根据指令需求进展无符号或有符号扩展。Address是26位立即数，由J型指令使用，用于产生跳转的目的地址。图1. MIPS的指令格式经典5段RSIC流水线构造经典的5段RISC流水线如图2。图2. 经典5段RISC流水线在该构造中一条指令的执行过程分为以下5个时钟周期：取指令周期IF：以程序计数器PC中的内容作为地址，从存储器中取出指令并放入指令存放器IR；同时PC值加4假设每条指令占4个字节，指向顺序的下一条指令。指令译码/读存放器周期ID：对指令进展译码，并用IR中的存放器

7、地址去访问通用存放器组，读出所需的操作数。执行/有效地址计算周期E*：在这个周期，ALU对在上一个周期准备好的操作数进展运算或处理。不同指令所进展的操作不同。存储器访问/分支完成周期MEM：load指令用上一个周期计算出的有效地址从存储器中读出相应的数据；store指令把指定的数据写入这个有效地址所指出的存储器单元；分支指令假设分支成功就把钱一个周期中计算好的转移目标地址送入PC，否则不进展任何操作；其他类型的指令在该周期不做任何操作。写回周期WB：把结果写入通用存放器组。本设计基于该经典5端流水线构造完成了MIPS的一种简单实现，并在此根底上参加了对流水线冲突数据冲突，控制冲突的处理，以及对

8、中断的处理。设计内容指令选取本系统能执行16条MIPS指令，指令根本情况如表1所示。MIPS指令助记符指令格式操作Bit #31.2625.2120.1615.1110.65.0R-typeoprsrtrdshamtfuncadd000000rsrtrd00000100000Rd = rs + rtSub100010Rd = rs - rtAnd100100Rd = rs & rtOr100101Rd = rs | rt*or100110Rd = rs rtSllv000100Rd = rs rtslt101010If (rs rt) rd=1 else rd=0;I-typeoprsrtim

9、mdediateAddi001000rsrtimmRt = rs + immAndi001100Rt = rs & imm ori001101Rt = rs | imm*ori001110Rt = rs immBne000101If (rs!=rt) pc=pc+1-immLw100011Rt = memrs + immsw101011Memrs + imm = rtJ-typeopaddressj000010addPc=add表1. 系统支持的MIPS指令集从指令类型来讲，这16条指令覆盖了算逻运算、访存、无条件跳转和有条件跳转，已根本覆盖一个指令集所需的所有根本指令。从寻址方式来讲，这16

10、条指令覆盖了存放器寻址R-TYPE指令，立即数寻址I-TYPE指令，基址偏移量寻址LW/SW，直接寻址J。16条MIPS指令并不是本设计的极限，只是受到实验板资源的限制，我们仅仅完成了MIPS32指令集中的16条而已。本设计通过简单的拓展可以轻松实现整个MIPS32指令集。非流水5段CPU模型2.1 初始数据通路设计往往都是从简单到复杂，循序渐进。好高骛远则往往求之而不得。因此我们并没有从流水线模型直接下手，而是首先设计了一个类似经典5段RISC流水线构造的非流水5段CPU模型。由于不涉及流水，所以所有的指令周期均为单周期，数据通路见图3。图3. 非流水5段CPU初始数据通路2.2 5段具体操

11、作在这个数据通路上每条指令需要花费5个时钟周期，这5个时钟周期相应的操作如下：2.2.1 取指令周期IFIRMemPCNPCPC+1以PC中的值从指令cache中取出一条指令，放入指令存放器IR；同时PC值加1，然后放入NPC，这时NPC中的值为顺序的下调指令的地址。2.2.2 指令译码/读存放器周期IDARegsrsBRegsrtimm(IR16)16#IR16.31)对指令进展译码，并以指令中的rs和rt字段作为地址访问通用存放器组，将读出的数据让如A和B存放器中。同时IR的低16位进展有符号或者无符号扩展，然后存入Imm存放器2.2.3 执行/有效地址计算周期E* LW和SW指令ALUo

12、A+ImmALU将操作数相加形成有效地址，并存入临时存放器ALUo R-TYPEALUoA funct BALU根据funct字段指出的操作类型对A和B中的数据进展运算，并将结果存入ALUo I-TYPEALUoA op ImmALU根据操作码op指出的操作类型对A和Imm中的数据进展运算，并将结果存入ALUo分支指令ALUoNPC+ImmALU将临时存放器NPC和Imm中的值相加得到转移目标的地址，存入ALUo2.2.4 存储器访问/分支完成周期MEM LW和SW指令LW：LMDMemALUo即从存储器中读出相应数据，放入临时存放器LMD中SW：MemALUoB即把B中数据写入存储器分支指令

13、If (cond) PCALUo else PCNPC假设cond中的内容为真，则将ALUo中的转移目标地址放入PC，否则PC+1。2.2.5 写回周期WB R-TYPERegsrdALUo I-TYPERegsrtALUo LW指令RegsrtLMD2.3 模型优化与最终数据通路在这局部设计的时候我们的跳转指令仅仅实现了JNZQ，因此我们对改分支指令进展了单独的优化。在图2的设计中假设分支失败，则由于新的PC在E*段产生，因此会产生2个时钟周期的延迟。但实际上可以对这条指令进展单独的改进，将对PC的修改提前到IF段，以便PC值能够快速变化。经过这样优化后，分支失败则只会产生1个时钟周期的延迟

14、。改进后的数据通路如图4所示。图4. 非流水5段CPU最终数据通路5段流水CPU模型3.1 初始数据通路在实现了非流水的5段CPU模型后，5段流水CPU模型也就水到渠成了。只需要在各段之间参加相应的流水存放器即可。数据通路如图5。图5. 5段流水CPU初始数据通路3.2 5段具体操作这局部与非流水的具体操作大致一样，这里不加赘述。3.3 流水线冲突及解决方案3.3.1 数据冲突如果上一条指令的结果还没有写入到存放器中，而下一条指令的原操作数又恰恰是此存放器的数据，则它所获得的将是原来的数据，而不是更新后的数据，这样的相关问题称为数据相关。根据在系统构造中学习到的相关知识，在我们的设计中，采用定

15、向forwarding技术来解决此类相关问题。其关键思路是：在发生写后读相关的情况下，在计算结果尚未出来之前，后面等待使用该结果的指令并不见得是马上就要用该结果。如果能够将该计算结果从其产生的地方ALU出口直接送到其他指令需要它的地方ALU的入口，则就可以防止停顿，如图6。图6. 定向技术3.3.2 控制冲突在流水线中，控制冲突可能会使数据冲突造成更大的性能损失。执行分支指令的结果有两种，一种是成功，PC值改变为分支转移的目标地址。另一种则是失败，这是PC的值保持正常递增。本设计中采用预测分支失败的方法解决控制冲突，即允许分支指令后的指令继续在流水线中流动。当确定分支是失败时，可以将分支指令看

16、做一条普通指令，流水线正常流动，如表2；当确定分支是成功时，流水线就把在分支指令之后取出的指令转化为空操作，并按分支目标地址重新取指令执行，如表3。分支失败分支指令iIFIDE*MEMWB指令i+1IFIDE*MEMWB指令i+2IFIDE*MEMWB指令i+3IFIDE*MEMWB表2. 分支失败的流水线时空图分支成功分支指令iIFIDE*MEMWB指令i+1IFIdleIdleIdleidle分支目标指令IFIDE*MEMWB分支目标指令+1IFIDE*MEMWB表3. 分支成功的流水线时空图3.4 模型中的问题与修正3.4.1 指令周期数问题假设是指令周期和之前的设计一样，使用单周期的设

17、计，则会出现对流水存放器的读写冲突。例如对于通用存放器组来说，在clk上升沿的时候需要从IF段的指令存放器IR中取出指令，然后访问相应的存放器并将数据写入ID段的A,B存放器。试想，假设是从IR中取指令，和对ID段的A,B存放器的写入两个操作都是在clk上升沿触发，则由于时延的存在，很有可能导致写入的值不是预期值。因此我们将指令周期从单周期改为双周期。在前一周期完成对流水存放器的读操作，并且完成各段的功能。后一周期，完成对流水存放器的写操作。具体实现上我们舍弃了分频的方法而是采用前半周期为clk上升沿触发，后半周期为clk下降沿触发。3.4.2 译码器问题通过可知，各段功能需要在前一周期内全部

18、完成，但是ID段很特殊，因为有译码器的存在。通用存放器组和扩展部件都需要译码器提供控制信号，但是由于的限制，译码器也会在clk上升沿触发。由于时延的存在，这可能会导致控制信号产生在需求之后。也即在存放器组和扩展部件需要控制信号的时候，控制信号还未真正产生，导致这两部件使用了错误的控制信号。除了这个隐患，还有一个问题就是假设采用单独的译码器，则会在ID段产生大量的控制信号，这些控制信号都需要通过流水线流向下一段，则势必需要大量的流水存放器，大幅增加硬件本钱。综合考虑这两个问题之后我们撤掉了译码器，而采用分段译码的方式。即给每个功能部件都提供完整的指令，由各个功能部件自己产生自己所需要的控制信号，

19、这样就可以完美的解决上述两个问题。3.4.3 针对JNZQ指令的优化问题在非流水的CPU模型中我们针对JNZQ指令进展了专门的优化，将对分支条件的判断放在了ID段。但是这存在两个问题，一是我们认为这样影响了整体设计的一致性；二是在流水线CPU的设计中我们参加了新的跳转指令，这使得判断变得更加复杂，ID段分担了太多E*段的功能，会影响整体流水的性能。因此在流水CPU设计中我们将分支的条件改回在E*段判断。3.4.4 存放器组的读写顺序问题在最初的设计中，我们将存放器的写回操作放在后半周期，即和流水线存放器的写操作一同完成。但是在后面的实际测试中我们发现假设这样处理，我们在做重定向的时候必须做三次

20、重定向。因此我们对此做了调整，将写回操作提前到前半周期完成，即对存放器组实现先写后读策略。3.4.5 写回段的取舍在最初的设计中，由于我们将存放器的写回操作放在后半周期，因此我们一度舍弃了写回段。因为写回段仅仅是前半周期读出写回数据，后半周期将数据写回存放器组，这么简单的功能占据一个流水段显示实在是奢侈。因而在最初的设计中我们将其和MEM段合并。但是中对存放器读写顺序做了调整，因此写回段中的写回操作和E*段的计算操作以及MEM的访存操作在同半个周期内，由于时延的存在很有可能导致写回数据错误。此时假设舍弃了写回段则可能在计算结果出来前就写回了，这显然不合理。因此我们重新参加了写回段。在参加访存段

21、后，由于写回的结果依赖于访存结果，因此放在访存段之后。3.4.6 特殊指令JNZ的问题JNZ这条指令在整个指令集中是非常特殊的存在，在之前的设计中我们完全没有考虑到这个问题。虽然JNZ是I-TYPE指令，但是RT却是源存放器，也即JNZ不会修改RT的值。即它不符合I-TYPE指令在写回段的数据通路RegsrtALUo。这在做定向的时候会产生严重的问题，假设不做特殊判断，则很可能会产生错误的定向。JNZ指令是整个指令集中唯一一个需要4个输入rega,regb,imm,pc的指令，其他指令均最多只需要2个输入。这使得E*段的两个选择器完全是多余的，可以去掉。在考虑到这两点之后我们对重定向进展了重新

22、设计，并且去掉了E*段中的两个选择器。3.5 硬软中断的实现3.5.1 软中断的实现对于软中断，我们实际上通过扩展指令集的方式来实现。即在指令集中参加两条指令，PUSH和POP，来实现软中断。具体指令表4。R-typeoprsrtrdshamtfuncPop1111110000000101000000000000000J-typeopaddressPush11111000001110表4. Push和Pop指令当ID段检测到PUSH指令时，将会把所有通用存放器组的值以及当前PC值压入堆栈。当E*段检测到PUSH指令时，会无条件跳转至指令对对应的地址。当ID段检测到POP指令时，将会把所有的通用

23、存放器组的值弹出。当E*段检测到POP指令时，会无条件跳转至堆栈中的PC值对应的地址。3.5.2 硬中断的实现对于硬中断我们仅实现了了溢出中断。当E*段出现溢出时，E*段将会向IF段传送相应的控制信号。此时IF段将会产生一条PUSH指令送到IR中，并且PC值维持一周期不变。这样就相当于向流水线中插入了一条软中断指令，从而实现了用硬件来自动产生中断指令。3.6 最终数据通路在成功修改和完善3.4中的问题以及参加3.5中的内容后，我们得到了最后的数据通路图，如图7。图7. 5段流水CPU最终数据通路图实现内容与测试结果各模块功能模块例化名称模块实现功能U1实现PC的存储与更新U2实现指令的存取U3

24、实现对通用存放器的读写U4实现对立即数的有符号与无符号扩展U5实现ALUU6实现访存功能表5. 各模块功能表控制信号流水段控制信号功能IFUpdate_Pc控制PC更新为PC+1或ALUOIDReg_Sign控制通用存放器组的压栈与弹出E*_Sign控制有符号扩展和无符号扩展E*Alu_Sign1控制MU*2的选择Alu_Sign2控制MU*3的选择Alu_Sign3控制ALU的计算功能Sel1控制ALUA端的定向Sel2控制ALUB端的定向MEMMem_Write控制MEM的读写WBMem_Read说明MEM的读写状态，控制MU*4的选择Wb_Sign控制通用存放器的写回表6. 控制信号表指

25、令操作流程由于我组实现的指令较多，而很多指令具有较大的相似性，因此这里取ADD, BNE, J, SW四条指令，先做出其各周期的操作及控制信号表2。指令阶段操作流程控制信号IFIR(MPC)Update_Pc = 0PC(PC)+1IDA(RIR25:21)Reg_Sign = 00, E*_Sign = 1, Wb_Sign = 0B(RIR20:16)IR2IRE*ALUO(A)+(B)Alu_Sign1 = 0, Alu_Sign2 = 1, Alu_Sign3 = 0000, sel1 = 0, sel2 = 0IR3IR2MEMALUO2ALUOMem_Write = 0IR4IR3

26、WBRIR415:11(ALUO2)Mem_Read = 0, Wb_Sign = 1表7. ADD指令操作流程及控制信号指令阶段操作流程控制信号IFIR(MPC)Update_Pc = 0NPC(PC)+1PC(PC)+1IDA(RIR25:21)Reg_Sign = 00, E*_Sign = 1B(RIR20:16)IMM(Sign-e*tend(IR15-0)IR2IRNPC2NPCE*if (A!=B) PCNPC2-IMMAlu_Sign1 = 1, Alu_Sign2 = 0, Alu_Sign3 = 0111, sel1 = 0, sel2 = 0if (A!=B) Updat

27、e_Pc = 1 else Update_Pc = 0表8. BNE指令操作流程及控制信号指令阶段操作流程控制信号IFIR(MPC)Update_Pc = 0PC(PC)+1IDIMM(Sign-e*tend(IR15-0)Reg_Sign = 00, E*_Sign = 1IR2IRE*PC(IMM)Alu_Sign1 = 0, Alu_Sign2 = 0, Alu_Sign3 = 1000, sel1 = 0, sel2 = 0, Update_Pc = 1表9. J指令操作流程及控制信号指令阶段操作流程控制信号IFIR(MPC)Update_Pc = 0PC(PC)+1IDA(RIR25

28、:21)Reg_Sign = 00, E*_Sign = 1B(RIR20:16)IMM(Sign-e*tend(IR15-0)IR2IRE*ALUO(A)+(IMM)Alu_Sign1 = 0, Alu_Sign2 = 0, Alu_Sign3 = 0000, sel1 = 0, sel2 = 0IR3IR2B2BMEMMemoryALUO (B2)Mem_Write = 1表10. SW指令操作流程及控制信号指令执行状态转换图可画出其对应的状态转移图，如图9所示。图9. 状态转移图引脚绑定表名称绑定引脚功能clkBTN3-A7CPU时钟resetSW7-N3复位信号sel_seg0SW4-

29、G3sel_seg控制七段显示的具体内容。000:pc_now 001: id_rega 010:id_regb 011:e*_alua100:e*_alub 101:e*_aluo 110: if_ins 111:wb_datasel_seg1SW5-F3sel_seg2SW6-E2L1LD7(G1)clk对应的LEDL2LD6(P4)reset对应的LEDL3LD5(N4)of对应的LEDL4LD4(N5)cf对应的LEDL5LD3(P6)update_pc对应的LEDL6LD2(P7)sel_seg0对应的LEDL7LD1(M11)sel_seg1对应的LEDL8LD0(M5)sel_s

30、eg2对应的LEDa_to_g0CG(M12)控制七段码显示a_to_g1CF(L13)a_to_g2CE(P12)a_to_g3CD(N11)a_to_g4CC(N14)a_to_g5CB(H12)a_to_g6CA(L14)an0AN0(K14)控制七段码具体显示位an1AN1(M13)an2AN2(J12)an3AN3(F12)clk1MCLK(B8)七段码显示的时钟表11. 引脚绑定表测试程序综合考虑到我们选择的指令集以及FPGA开发板的硬件资源情况，我们打算用下面三个程序来测试我们的设计方案。程序1主要用来测试算逻运算和访存指令的正确性，程序如表12所示。主存地址指令结果描述机器指令

31、的机器码十六进制二进制00000000addi reg0, reg1, #2reg1 = reg0 + 220010002000010001000000001andi reg1, reg2, #1reg2 = reg1 & 130220001000100000100000002ori reg1, reg2, #1reg2 = reg1 | 134220001000100000100000003sllv reg1, reg2, reg2reg2 = reg1 reg200221004000100010000000004slt reg1, reg2, reg2reg2 = (reg1 reg2)0

32、022102A000100101000000005sw reg0, reg1, #0memreg0 + 0 = reg1AC010000000010000000000006lw reg0, reg3, #0reg3 = memreg0 + 08C0300000001100000表12. 测试程序1程序2主要用来测试软中断和硬中断功能，程序如表13所示。主存地址指令结果描述机器指令的机器码十六进制二进制00000000addi reg0, reg1, #2reg1 = reg0 + 220010002000010001000000001andi reg1, reg1, #FFFFreg1 = r

33、eg1 + FFFF2021FFFF000000000002addi reg0, reg1, #1reg1 = reg0 + 120010001000010000100000003addi reg0, reg1, #2reg1 = reg0 + 220010002000010001000000004addi reg0, reg1, #3reg1 = reg0 + 320010003000010001100000005addi reg0, reg1, #4reg1 = reg0 + 42001000400001001000000000Apush压PC、R6-1F800000E00000011100000000EpopPC、R6-1出栈FC0500000010100000表13. 测试程序2程序3主要用来测试跳转指令的正