建构Beta计算机课件

建构Beta计算机

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中央处理单元的设计取舍

最大效能:以每秒可执行的指令数来衡量

最小成本:以电路的大小来衡量

最佳效能/价钱:以MIPS（每秒百万指令）与大小的来比例来衡量.

在重视能量消耗的应用中，MIPS/瓦特也很重要.

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效能之量测

每秒百万指令

时脉频率（百万赫）

ClockFrequency(MHz)

MIPS=

C.P.L

每指令所需时脉数

推进效能…

今天：1时脉/指令

下次:以管路技术来达成更多百万赫

下下次:修正不同的管路技术问题

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Beta指令集

操作类别:Reg[Rc]<-Reg[Ra]opReg[Rb]

11xxxx|RcIRa]rteraiC(signed；以操作码区分的指令类

另小

操作类别：Reg[Rc]-Reg[Ra]opSXT(C)

两种格式共享的操作码(OPCODE):OP

ADDSUBMUL*DIV*"optionalOPC

CMPEQCMPLECMPLT

ANDORXORMEM

SHLSHRSRATransferofControl

31xxxx|RcRaiteraiC(signed)

LD：RegNc]-Ver[Reg[Ra]*SXT(C)]

ST:MeT[Reg[Ra]+SXT(C»—Reg(Rc]

Reg(Rc]—PCM；PC4-Reg[Ra：

BEQ:Reg[Rc]—PC+4；if司T:nenPC—PCWSXT(C)

BNEReg(^cj4-PC+4；-RegfRaW)tnenPC-nc+4WSXT《C)

LOR:^eg[Rc]1Vem(PC+4+4'SXT(C)]

O.UUH--ran乙uu/Iu/“/uLIO—ouiiuiiiyaoeia4

达成方法:累进功能法

每个指令是由一个简单的功能组件成来达成的.我们将试着实现各个指令类别

的数据路径,然后再将它们合并（使用解多任务器等）.

步骤：我们的组件百宝袋：

1.操作类指令bI缓存器匹

2.存取类指令

3.跳跃与分流类指令、口解多任务器

4.例外

父三7“黑盒子”运算逻辑单元

5.合并数据路径

RA1RA2

WA

Register

inctruoUon

;eMemory

(3-port)D

RD2内存

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多端口缓存器档案

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缓存器档案之时序

两组组合逻辑式读取端口,一组时脉控制式写入埠

WE__________________L___3______

）000播XX施必XXX二DWWX

WDXXXXXXXXXXXX施政CMD000纶XXXX

%

如果（举例来说）WA=RA1,将会如何?？？

RD1会读取“旧的"Reg[RA1]之值,一直到下一个时脉边缘为止!

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起始点:ALU操作

32•位(4-字节)ADD指令:

1oooodooi0王001d0001dooooooooooa

OpCodeRcRa◎(unused)

对BETA而言,表示Reg[R4]—Reg[R2]+Reg[R3]

首先,硬件必需能够:

・读取下一个32•位指令

•指令译码(DECODE):ADD,SUB,XOR,等等

•从缓存器档案进行读取(READ)(Ra,Rb)之操作;

•执行(PERFORM)指定的操作；

•将结果写回(WRITE)缓存器档案(Rc).

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指令取得/译码

•使用计数器来取得(FETCH)下一个指令：

程序计数器(PC)

•使用PC来当作内存地址

・力口4到PC,然后在时脉结束时加载新的值

・从内存取得指令

o直接使用某些指令字段(缓存器编号，

16■位之常数)

o使用＜31:26＞位来产生控制讯号

INSTRUCTION

WORD

FIELDS

CONTROLSIGNALS

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ALU操作之数据路径

6.0..daBeta10

ALU操作（常数存在时）

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“加载'指令

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“储存”指令

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“跳跃”(JMP)指令

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BEQ/BNE（当相等/不等时,则跳跃）指令

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“加载相对地址”指令

rteraiC(sigred；

LDR:Reg[Rc]-Mem[PC+4+4*SXT(C)]

等等，“加载相对地址”指令有什么好处呢?？？我认为

・程序代码是单纯的,举例来说,它们是只读的,并且存在一个“程序”内存区;

•但数据是可读/写的,而使用以下方法之一来储存

•存在堆栈(STACK)中(内部)；或

•在某些外部变数中；或,______________

•存在一个外部的储存堆栈(HEAP)./c：x=x♦i:

所以,为什么一个指令要设计成可以加载“靠近”这个血wxO)

指令的数据呢？？？LDR(clr：

LDR(clzrrl)

当数据是“地址“及“其它较大的常数”时MULCxO,xl,xO)

ST(xOzX)

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“加载相对地址”(LDR)指令

RcliteralC(signed)

ICR—Mcm[R：444.4e6XT(C)]

Incruoton

Memory

向LDR:Reg[Rc]—Mem[PC+4+4*SXT(C)]

?)<15：1产厂、Rc:<2S21>

4:【一

Register

ControlLogic

Epc

RA

EA二

B

itvAu

m，

m

<E

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例外处理

计划:：

•中断正在执行的程序

•呼叫例外处理（像是一个过程调用）

•返回并继续执行.

我们希望有可修复的中断以达成

•由中央处理器（CPU）或系统产生的同步化事件

错误（例如,不合法的指令,除数为0,不合法的内存地址）

捕捉及系统呼叫（例如,从外围读取一个字符）

・由I/O所产生的异步化事件

（例如,键盘键入,收到封包,磁盘传输完成）

关键:对于被中断程序的透明度.

•这对异步化中断是最难的

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实施方法…

例外如何运作：

•不要执行现在的指令

­取而代之的，假装有一个“强制”的过程调用

•储存现在的程序计数(PC)(事实上是现在的PC+4)

•用例外向量载入PC

•同步化例外是0x4,异步化例外是0x8

问题:要把现在的PC+4存到哪呢？

•我们的方法:保留一个缓存器(R30,也称XP)

•禁止使用者程序使用XP.为什么？

例子：DIV指令并未实施不合法的操作：

PUSH(XP)

取得指令于Mem[Reg[XP]-4]

LD(R31,A,R0)检查DIV操作码,找到缓存器号码

LD(R31,B,R1)用软件来执行这个操作,填入结果缓存器

DIV(R0,R1,R2)

POP(XP)

ST(R2,C,R31)

JMP(XP)

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例外

BadOpcode:Reg[XP]-PC+4;PC-“川Op”

Other:Reg[XP]-PC+4;PC-“Xadr”

intirucftcn

(30

—

X

u

H

力

幺

/

力

・;

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控制逻辑

*Or

39今%3

ALUFNF(op)F(op)y———*——

WERF1110111i11

ffSEL0111——————

WbSEL112—000200

WR0001000000

RA25EL0—1——————

PC5EL00002Z?1：0Z?0：1034

ASEL0000——