Процессор пентиум

2Содержание



     Вступление                                               2

     Два кристалла в одном корпусе                            3

     Pentium как точка отсчета                                4

     Основная проблема на пути повышения производительности   5

     Решение принятое в P6                                    6

     Архитектура P6                                           7

         1. Устройство выборки/декодирования                  7

         2. Устройство диспетчирования/выполнения             8

         3. Устройство отката                                 9

         4. Интерфейс шины                                   10

         5. Вывод                                            11

     P6 как платформа для построения мощных серверов         12

     Системы на основе P6                                    13

     Следующее поколение процессоров                         14

     Заключение                                              17

     Приложения                                              18

     Литература                                              22

.


2 -



ш1.1

2Вступление

Все IBM-совместимые  персональные  компьютеры укомплектованы Intel-совместимыми процессорами.  История развития микропроцессо-ров семейства Intel вкратце такова.  Первый универсальный микро-процессор фирмы Intel появился в 1970 г.  Он назывался Intel 4004, был  четырехразрядным и имел возможность ввода/вывода и обработки четырехбитных слов. Быстродействие его составляло 8000 операций в секунду.  Микропроцессор Intel 4004 был рассчитан на применение в программируемых калькуляторах с памятью размером в 4 Кбайт.

Через три года фирма Intel выпустила процессор 8080, который

мог выполнять уже 16-битные арифметические операции, имел 1б-раз-

рядную адресную шину и, следовательно, мог адресовать до 64 Кбайт

памяти (2 516 0=65536).  1978 год ознаменовался выпуском  процессора

8086 с размером слова в 16 бит (два байта),  20-разрядной шиной и

мог оперировать уже с 1  Мбайт  памяти  (2 520 0=1048576,  или  1024

Кбайт),  разделенной на блоки (сегменты) по 64 Кбайт каждый. Про-

цессором 8086 комплектовались компьютеры,  совместимые с IBM PC и

IBM  PC/XT.  Следующим крупным шагом в разработке новых микропро-

цессоров стал появившийся в 1982 году процессор 8028б. Он обладал

24-разрядной адресной шиной, мог распоряжаться 16 мегабайтами ад-

ресного пространства и ставился на компьютеры,  совместимые с IBM

PC/AT.  В  октябре  1985 года был выпущен 80386DX с 32- разрядной

шиной адреса (максимальное адресное пространство - 4 Гбайт),  а в

июне 1988 года - 80386SX,  более дешевый по сравнению с 80386DX и

обладавший 24-разрядной адресной шиной.  Затем в апреле 1989 года

появляется микропроцессор 80486DX,  а в мае 1993 - первый вариант

процессора Pentium (оба с 32-разрядной шиной адреса).

В мае 1995 года в Москве на международной выставке Комтек-95

фирма Intel представила новый процессор - P6.

Одной из важнейших целей,  поставленных при  разработке  P6,

было  удвоение производительности по сравнению с процессором Pen-

tium. При этом производство первых версий P6 будет осуществляться

по уже отлаженной «Intel» и используемой при производстве послед-

них версий Pentium полупроводниковой технологии (О,6 мкм, З,З В).

Использование  того же самого процесса производства дает гарантию

того,  что массовое производство P6 будет налажено без  серьезных

проблем.  Вместе с тем это означает,  что удвоение производитель-

ности достигается только за счет всестороннего улучшения микроар-

хитектуры процессора.  При разработке микроархитектуры P6 исполь-

зовалась тщательно продуманная и настроенная комбинация различных

архитектурных методов.  Часть из них была ранее опробована в про-

цессорах «больших» компьютеров,  часть предложена  академическими

институтами, оставшиеся разработаны инженерами фирмы «Intel». Эта

уникальная комбинация архитектурных особенностей,  которую в «In-

tel» определяют словами «динамическое выполнение», позволила пер-

вым кристаллам P6 превзойти первоначально планировавшийся уровень

производительности.

При сравнении с альтернативными «Intel» процессорами семейс-

тва х86 выясняется,  что микроархитектура Р6 имеет много общего с

микроархитектурой процессоров Nx586 фирмы NexGen и K5 фирмы  AMD,

и,  хотя  и в меньшей степени,  с M1 фирмы «Cyrix».  Эта общность


3 -



объясняется тем,  что инженеры четырех компаний решали одну и  ту

же  задачу:  внедрение  элементов  RISC-технологии при сохранении

совместимости с CISC-архитектурой Intel х86.

2Два кристалла в одном корпусе

Главное преимущество и уникальная особенность Р6 - размещен-ная  в  одном корпусе с процессором вторичная статическая кэш-па-мять размером 256 кб,  соединенная с процессором специально выде-ленной шиной. Такая конструкция должна существенно упростить про-ектирование систем на базе Р6.  Р6 - первый  предназначенный  для массового производства микропроцессор,  содержащий два чипа в од-ном корпусе.

Кристалл ЦПУ в Р6 содержит 5,5 миллионов транзисторов; крис-

талл кэш-памяти второго уровня - 15,5 миллионов.  Для  сравнения,

последняя  модель  Pentium включала около 3,3 миллиона транзисто-

ров,  а кэш-память второго уровня реализовывалась с помощью внеш-

него набора кристаллов памяти.

Столь большое число транзисторов в кэше объясняется его ста-

тической природой. Статическая память в P6 использует шесть тран-

зисторов для запоминания одного бита, в то время как динамической

памяти было бы достаточно одного транзистора на бит.  Статическая

память быстрее, но дороже.

Хотя число транзисторов на кристалле с вторичным кэшем втрое

больше,  чем на кристалле  процессора,  физические  размеры  кэша

меньше:  202  квадратных миллиметра против 306 у процессора.  Оба

кристалла вместе заключены в керамический корпус с 387 контактами

(“dual cavity pin-drid array”). Оба кристалла производятся с при-

менением одной и той же  технологии  (0,6  мкм,  4-  слойная  ме-

талл-БиКМОП,  2,9  В).  Предполагаемое  максимальное  потребление

энергии: 20 Вт при частоте 133 МГц.

Первая причина  объединения  процессора  и вторичного кэша в

одном корпусе - облегчение проектирования и производства высокоп-

роизводительных  систем  на базе Р6.  Производительность вычисли-

тельной системы,  построенной на быстром процессоре, очень сильно

зависит  от  точной  настройки микросхем окружения процессора,  в

частности вторичного  кэша.  Далеко  не  все  фирмы-производители

компьютеров могут позволить себе соответствующие исследования.  В

Р6 вторичный кэш уже настроен на процессор  оптимальным  образом,

что облегчает проектирование материнской платы.

Вторая причина объединения -  повышение  производительности.

Кзш второго уровня связан с процессором специально выделенной ши-

ной шириной 64 бита и работает на той же тактовой частоте,  что и

процессор.

Первые процессоры Рentium с тактовой частотой 60  и  66  МГц

обращались к вторичному кэшу по 64-разрядной шине с той же такто-

вой частотой. Однако с ростом тактовой частоты Pentium для проек-

тировщиков  стало слишком сложно и дорого поддерживать такую час-

тоту на материнской плате.  Поэтому  стали  применяться  делители

частоты.  Например,  у  100  МГц Pentium внешняя шина работает на

частоте 66 МГц (у 90 МГц Pentium - соответственно 60 МГц). Penti-

um использует эту шину как для обращений к вторичному кэшу, так и


4 -



для обращения к основной памяти и другим устройствам,  например к

набору чипов PCI.

Использование специально выделенной шины для доступа к  вто-

ричному  кэшу улучшает производительность вычислительной системы.

Во-первых,  при этом достигается полная  синхронизация  скоростей

процессора и шины;  во-вторых,  исключается конкуренция с другими

операциями ввода-вывода и связанные с этим  задержки.  Шина  кэша

второго уровня полностью отделена от внешней шины,  через которую

происходит доступ к  памяти  и  внешним  устройствам.  64-битовая

внешняя шина может работать со скоростью,  равной половине, одной

третьей или одной четвертой от скорости процессора, при этом шина

вторичного кэша работает независимо на полной скорости.

Объединение процессора и вторичного кэша в одном  корпусе  и

их  связь  через  выделенную шину является шагом по направлению к

методам повышения  производительности,  используемым  в  наиболее

мощных RISC-процессорах. Так, в процессоре Alpha 21164 фирмы «Di-

gital» кэш второго уровня размером 96 кб размещен в ядре  процес-

сора,  как и первичный кэш. Это обеспечивает очень высокую произ-

водительность кэша за счет увеличения числа транзисторов на крис-

талле до 9,3 миллиона.  Производительность Alpha 21164 составляет

330 SPECint92 при тактовой частоте 300 МГц. Производительность Р6

ниже (по оценкам «Intel» - 200 SPECint92 при тактовой частоте 133

МГц),  однако Р6 обеспечивает лучшее соотношение стоимость/произ-

водительность для своего потенциального рынка.

При оценке соотношения стоимость/производительность  следует

учитывать, что, хотя Р6 может оказаться дороже своих конкурентов,

большая часть других процессоров должна  быть  окружена  дополни-

тельным набором чипов памяти и контроллером кэша. Кроме того, для

достижения сравнимой производительности работы  с  кэшом,  другие

процессоры  должны  будут  использовать кэш большего,  чем 256 кб

размера.

«Intel», как  правило,  предлагает  многочисленные  вариации

своих процессоров. Это делается с целью удовлетворить разнообраз-

ным  требованиям  проектировщиков систем и оставить меньше прост-

ранства для моделей конкурентов.  Поэтому можно предположить, что

вскоре  после начала выпуска Р6 появятся как модификации с увели-

ченным объемом вторичной кэш-памяти,  так и более дешевые модифи-

кации с внешним расположением вторичного кэша, но при сохраненной

выделенной шине между вторичным кэшом и процессором.

2Pentium как точка отсчета

Процессор Pentium со своей конвейерной и суперскалярной  ар-хитектурой достиг впечатляющего уровня производительности.

Pentium содержит два 5-стадийных  конвейера,  которые  могут

работать параллельно и выполнять две целочисленные команды за ма-

шинный такт.  При этом параллельно может выполняться только  пара

команд,  следующих  в  программе друг за другом и удовлетворяющих

определенным правилам,  например,  отсутствие регистровых зависи-

мостей типа «запись после чтения».

В P6 для увеличения пропускной способности осуществлен пере-

ход  к  одному  12-стадийному конвейеру.  Увеличение числа стадий


5 -



приводит к уменьшению выполняемой на каждой стадии работы и,  как

следствие, к уменьшению времени нахождения команды на каждой ста-

дии на 33 процента по сравнению с Pentium.  Это означает, что ис-

пользование при производстве P6 той же технологии, что и при про-

изводстве 100 МГц Pentium,  приведет к получению  P6  с  тактовой

частотой 133 МГц.

Возможности суперскалярной архитектуры Pentium, с ее способ-

ностью к выполнению двух команд за такт, было бы трудно превзойти

без совершенно нового подхода. Примененный в P6 новый подход уст-

раняет жесткую зависимость между традиционными фазами «выборки» и

«выполнения»,  когда последовательность прохождения команд  через

эти две фазы соответствует последовательности команд в программе.

Новый подход связан с использованием так называемого пула  команд

и  с  новыми эффективными методами предвидения будущего поведения

программы.  При этом традиционная фаза «выполнение» заменяется на

две: «диспетчирование/выполнение» и «откат». В результате команды

могут начинать выполняться в произвольном порядке,  но  завершают

свое  выполнение  всегда  в соответствии с их исходным порядком в

программе.  Ядро P6 реализовано как три  независимых  устройства,

взаимодействующих через пул команд (рис. 1).

2Основная проблема на пути повышения

2производительности

Решение об организации P6 как трех независимых и взаимодейс-твующих через пул команд устройств было принято после тщательного анализа факторов,  ограничивающих производительность  современных микропроцессоров.  Фундаментальный факт, справедливый для Pentium и многих других процессоров,  состоит в том,  что при  выполнении реальных  программ  мощность  процессора не используется в полной мере. Рассмотрим в качестве примера следующий фрагмент программы, записанный на некотором условном языке:

 r1 <- mem[r0]            /*  Команда 1   */

 r2 <- r1 + r2            /*  Команда 2   */

 r5 <- r5 + 1             /*  Команда 3   */

 r6 <- r6 - r3            /*  Команда 4   */



Предположим, что при выполнении первой команды  фрагмента  -

загрузки из памяти в регистр r1 - оказалось, что содержимое соот-

ветствующей ячейки памяти отсутствует в  кэше.  При  традиционном

подходе  процессор  перейдет  к выполнению команды 2 только после

того, как данные из ячейки mem[r0] основной памяти будут прочита-

ны через интерфейс шины. Все время ожидания процессор будет прос-

таивать.

В то  время как скорость процессоров за последние 10 лет вы-

росла по меньшей мере в 10 раз,  время доступа к основной  памяти

уменьшилось только на 60 процентов.  Это увеличивающееся отстава-

ние скорости работы с памятью по отношению к скорости  процессора

и было той фундаментальной проблемой, которую пришлось решать при

проектировании P6.

Один из возможных подходов к решению этой проблемы - перенос


6 -



ее центра тяжести на разработку высокопроизводительных  компонен-

тов, окружающих процессор. Однако массовый выпуск систем, включа-

ющих и высокопроизводительный процессор,  и высокоскоростные спе-

циализированные микросхемы окружения,  был бы слишком дорогостоя-

щим.

Можно было  попытаться решить проблему с использованием гру-

бой силы,  а именно увеличить размер кэша второго  уровня,  чтобы

уменьшить  процент  случаев отсутствия необходимых данных в кэше.

Это решение эффективное,  но тоже чрезвычайно дорогостоящее, осо-

бенно  учитывая  сегодняшние  скоростные требования к компонентам

кэша второго уровня. P6 проектировался с точки зрения эффективной

реализации целостной вычислительной системы, и требовалось, чтобы

высокая производительность системы в целом достигалась с  исполь-

зованием дешевой подсистемы памяти.

2Решение, принятое в P6

Решение сформулированной в предыдущем разделе проблемы памя-ти,  принятое в P6, заключается в обращении к пулу команд, извле-чении из него команд,  следующих за командой, требующей обращения к памяти, и выполнения до момента завершения команды-тормоза мак-симума полезной работы. В приведенном в предыдущем разделе приме-ре процессор не может выполнить команду 2 до  завершения  команды 1,  так  как команда 2 зависит от результатов команды 1.  В то же время процессор может выполнить команды 3 и 4,  не  зависящие  от результата выполнения команды 1. Мы будем называть такое выполне-ние команд опережающим выполнением.  Результаты опережающего  вы-полнения  команд  3  и 4 не могут быть сразу записаны в регистры, поскольку мы должны  изменять  состояние  вычислительной  системы только в соответствии с правильным порядком выполнения программы.  Эти результаты хранятся в пуле команд и извлекаются оттуда  позд-нее. Таким образом,  процессор выполняет команды в соответствии с их готовностью к выполнению, вне зависимости от их первоначально-го порядка в программе,  то есть с точки зрения реального порядка выполнения команд P6 является машиной,  управляемой потоком  дан-ных.  В  то  же время изменение состояния вычислительной системы, например запись в регистры, производится в строгом соответствии с истинным порядком команд в программе.

Чтение из памяти данных,  необходимых для команды  1,  может

занимать достаточно много тактов. Тем временем P6 продолжает опе-

режающее выполнение команд,  следующих за командой 1,  и успевает

обработать,  как правило,  20-30 команд.  Среди этих 20-30 команд

будет в среднем пять команд перехода,  которые устройство  выбор-

ки/декодирования должно правильно предсказать для того, чтобы ра-

бота устройства диспетчирования/выполнения не оказалась бесполез-

ной.  Небольшое  количество  регистров  в архитектуре процессоров

«Intel» приводит к интенсивному использованию каждого из  них  и,

как следствие, к возникновению множества мнимых зависимостей меж-

ду командами, использующими один и тот же регистр. Поэтому, чтобы

исключить задержку в выполнении команд из-за мнимых зависимостей,

устройство диспетчирования/выполнения работает с дублями  регист-

ров,  находящимися в пуле команд (одному регистру может соответс-


7 -



твовать несколько дублей). Реальный набор регистров контролирует-

ся устройством отката,  и результаты выполнения команд отражаются

на состоянии вычислительной системы только после того, как выпол-

ненная команда удаляется из пула команд в соответствии с истинным

порядком команд в программе.

Таким образом, принятая в P6 технология динамического выпол-

нения может быть описана как оптимальное выполнение  программы  ,

основанное на предсказании будущих переходов, анализе графа пото-

ков данных с целью выбора наилучшего порядка исполнения команд  и

на опережающем выполнении команд в выбранном оптимальном порядке.

2Архитектура P6

На рисунке 2 приведена более подробная блок-схема P6,  вклю-чающая кэши и интерфейс с основной памятью.

Далее мы будем понимать под «упорядоченным» устройство,  ко-

торое работает в соответствии с исходным порядком команд в  прог-

рамме,  а  под «беспорядочным» - устройство,  которое не обращает

внимания на исходный порядок команд в программе.

Устройство выборки/декодирования   является  «упорядоченным»

устройством,  которое воспринимает на входе поток команд из прог-

раммы  пользователя  и декодирует их,  превращая в последователь-

ность микрокоманд,  соответствующих  потоку  данных  в  программе

пользователя.

Устройство диспетчирования/выполнения является  «беспорядоч-

ным»  устройством,  которое воспринимает поток данных и планирует

выполнение микрокоманд с учетом зависимостей по данным и  доступ-

ности ресурсов, а также временно сохраняет результаты опережающе-

го выполнения в пуле команд.

Устройство отката - «упорядоченное» устройство, которое зна-

ет,  как и когда завершить выполнение команды,  то есть перевести

временные результаты опережающего выполнения в постоянное состоя-

ние вычислительной системы.

Интерфейс шины  является  «частично  упорядоченным» устройс-

твом, отвечающим за связь трех вышеупомянутых устройств с внешним

миром.  Интерфейс  шины  взаимодействует  непосредственно с кэшем

2-го уровня и поддерживает до 4 параллельных  обращений  к  кэшу.

Интерфейс  шины  также  управляет  обменом данными с основной па-

мятью, который происходит с использованием протокола MESI [1].

2Устройство выборки/декодирования

Структура этого  устройства приведена на рисунке 3.

Команды из кэша команд могут быть быстро выбраны для  после-

дующей обработки. Указатель на следующую команду - это индекс кэ-

ша  команд,  содержимое  которого определяется буфером переходов,

состоянием процессора и сообщениями о  неправильном  предсказании

перехода, поступающими из устройства выполнения целых команд. Бу-

фер переходов с 512 входами использует  расширение  алгоритма  Йе

(Yeh),  которое  обеспечивает  более  чем  90-процентную точность

предсказания переходов.

Предположим, что  ничего исключительного не происходит и что


8 -



буфер переходов в своих предсказаниях оказался прав (в P6 предус-

мотрены  эффективные действия в случае неправильного предсказания

перехода).

Кэш команд  выбирает строку кэша,  соответствующую индексу в

указателе на следующую команду,  и следующую за ней строку, после

чего передает 16 выровненных байтов декодеру. Две строки считыва-

ются из-за того,  что команды в архитектуре  Intel  выровнены  по

границе байта, и поэтому может происходить передача управления на

середину или конец строки кэша. Выполнение этой ступени конвейера

занимает три такта, включая время, необходимое для вращения пред-

выбранных байтов и их подачи на декодеры команд.  Начало и  конец

команд помечаются.

Три параллельных декодера принимают поток отмеченных  байтов

и  обрабатывают  их,  отыскивая и декодируя содержащиеся в потоке

команды. Декодер преобразует команды архитектуры Intel в микроко-

манды-триады (два операнда,  один результат).  Большинство команд

архитектуры Intel преобразуются в  одну  микрокоманду,  некоторые

требуют четырех микрокоманд,  а сложные команды требуют обращения

к микрокоду,  представляющему из себя набор заранее  составленных

последовательностей микрокоманд.  Некоторые команды, так называе-

мые байт-префиксы,  модифицируют следующую за ними  команду,  что

также усложняет работу декодера. Микрокоманды ставятся в очередь,

посылаются в таблицу псевдонимов регистров,  где ссылки на  логи-

ческие регистры преобразуются в ссылки на физические регистры P6,

после чего каждая из микрокоманд вместе с дополнительной информа-

цией о ее состоянии (статусе) посылается в пул команд. Пул команд

реализован в виде массива контекстно-адресуемой памяти,  называе-

мого также буфером переупорядочивания.

В этой точке заканчивается «упорядоченная» часть конвейера.

2Устройство диспетчирования/выполнения

Устройство диспетчирования выбирает микрокоманды из пула ко-манд в зависимости от их статуса.  Под статусом мы будем понимать информацию о доступности операндов микрокоманды и наличии необхо-димых для ее выполнения вычислительных ресурсов. Если статус мик-рокоманды показывает, что ее операнды уже вычислены и доступны, а необходимое  для ее выполнения вычислительное устройство (ресурс) также доступно,  то устройство диспетчирования выбирает  микроко-манду  из  пула команд и направляет ее на устройство для выполне-ния. Результаты выполнения микрокоманды возвращаются в пул.

Взаимодействие с  вычислительными ресурсами происходит через

пятипортовую распределительную станцию. Структура устройства дис-

петчирования/выполнения показана на рисунке 4.

P6 может запускать на выполнение до 5 микрокоманд  за  такт,

по  одной  на каждый порт.  Средняя длительно поддерживаемая про-

пускная способность - 3 микрокоманды за такт.  Процесс планирова-

ния  выполнения  микрокоманд  является принципиально «беспорядоч-

ным»:  момент направления микрокоманд на  вычислительные  ресурсы

определяется только потоками данных и доступностью ресурсов,  без

какой бы то ни было связи  с  первоначальным  порядком  команд  в

программе.


9 -



Алгоритм, отвечающий за планирование выполнения микрокоманд,

является крайне важным для производительности процессора в целом.

Если в каждом такте для каждого ресурса готова к выполнению толь-

ко  одна микрокоманда,  то проблемы выбора не возникает.  Но если

готовых к выполнению на данном ресурсе микрокоманд несколько,  то

какую из них выбрать?  Можно доверить выбор случаю.  Можно приме-

нить алгоритм «первый пришел - первый обслужен». Идеальным был бы

выбор микрокоманды, выполнение которой привело бы к максимальному

сокращению графа потоков  данных  выполняемой  программы.  Однако

поскольку  нет  возможности  определить такую микрокоманду в ходе

выполнения программы,  используется алгоритм планирования, имити-

рующий  модель  «первый  пришел  - первый обслужен»,  предпочитая

смежное выполнение смежных микрокоманд.

Поскольку система команд Intel содержит множество команд пе-

рехода,  многие микрокоманды также являются переходами. Алгоритм,

реализованный в буфере переходов, позволяет в большинстве случаев

правильно предсказать,  состоится или не  состоится  переход,  но

иногда он все же будет ошибаться.  Рассмотрим для примера случай,

когда буфер переходов предсказывает переход назад в конце  цикла:

до тех пор,  пока условие выхода из цикла не выполняется, переход

будет предсказываться верно,  однако когда это условие станет ис-

тинным, предсказание будет ошибочным.

Для исправления случаев неверного предсказания перехода при-

менен следующий подход.  Микрокомандам перехода еще в упорядочен-

ной части конвейера ставятся в соответствие адрес  следующей  ко-

манды и предполагаемый адрес перехода.  После вычисления перехода

реальная ситуация сравнивается с предсказанной. Если они совпада-

ют,  то проделанная,  исходя из предположения об исходе перехода,

работа оказывается полезной, так как соответствует реальному ходу

программы, а микрокоманда перехода удаляется из пула команд.

Если же допущена ошибка (переход был предсказан, но не прои-

зошел, или было предсказано отсутствие перехода, а в действитель-

ности он состоялся),  то устройство выполнения переходов изменяет

статус всех микрокоманд, засланных в пул команд после команды пе-

рехода, чтобы убрать их из пула команд. Правильный адрес перехода

направляется в буфер переходов, который перезапускает весь конве-

йер с нового адреса.

2Устройство отката

Структура устройства отката изображена на рисунке 5.

Устройство отката  также проверяет статус микрокоманд в пуле

команд: оно ищет микрокоманды, которые уже выполнены и могут быть

удалены  из пула.  Именно при удалении микрокоманды результаты ее

выполнения,  хранящиеся в пуле команд, реально изменяют состояние

вычислительной системы,  например,  происходит запись в регистры.

Устройство отката должно  не  только  обнаруживать  завершившиеся

микрокоманды, но и удалять их из пула команд таким образом, чтобы

изменение состояния вычислительной системы соответствовало перво-

начальному порядку команд в программе. При этом оно должно учиты-

вать и правильно обрабатывать прерывания,  исключительные  ситуа-

ции,  неправильно  предсказанные  переходы и другие экстремальные


10 -



случаи.

Процесс отката занимает два такта. В первом такте устройство

отката считывает пул команд и отыскивает готовые к откату  микро-

команды;  затем  оно определяет,  какие из этих микрокоманд могут

быть удалены из пула в соответствии с исходным порядком команд  в

программе.  Во  втором такте результаты отката записываются в пул

команд и в регистровый файл отката. Устройство отката может обра-

ботать три микрокоманды за такт.

2Интерфейс шины

Структура интерфейса шины изображена на рисунке 6.

Есть два типа обращений к памяти: чтение из памяти в регистр

и запись из регистра в память.

При чтении из памяти должны быть заданы адрес памяти, размер

блока считываемых данных и регистр-назначение. Команда чтения ко-

дируется одной микрокомандой.

При записи надо задать адрес памяти, размер блока записывае-

мых данных и сами данные. Поэтому команда записи кодируется двумя

микрокомандами:  первая генерирует адрес,  вторая готовит данные.

Эти микрокоманды планируются независимо и могут  выполняться  па-

раллельно; они могут переупорядочиваться в буфере записи.

Запись в память никогда не выполняется опережающим  образом,

так  как нет эффективного способа организации отката в случае не-

верного предсказания. Разные команды записи никогда не переупоря-

дочиваются  друг относительно друга.  Буфер записи инициирует за-

пись,  только когда сформированы и адрес, и данные, и нет ожидаю-

щих выполнения более ранних команд записи.

При изучении вопроса о возможности и целесообразности переу-

порядочения  доступа к памяти инженеры «Intel» пришли к следующим

выводам.

Команда записи не должна обгонять идущую впереди команду за-

писи,  так как это может лишь незначительно увеличить  производи-

тельность.

Можно запретить командам записи обгонять команды  чтения  из

памяти,  так как это приведет лишь к незначительной потере произ-

водительности.

Запрет командам  чтения  обгонять  другие команды чтения или

команды записи может повлечь существенные потери в производитель-

ности.

Поэтому была реализована архитектура подсистемы памяти, поз-

воляющая командам чтения опережать команды записи и другие коман-

ды чтения.  Буфер упорядочения памяти служит в качестве распреде-

лительной станции и буфера переупорядочивания. В нем хранятся от-

ложенные команды чтения и записи,  и он осуществляет их повторное

диспетчирование, когда блокирующее условие (зависимость по данным

или недоступность ресурсов) исчезает.












11 -



2Вывод

Таким образом,  реализованная в P6 комбинация таких архитек-турных  методов,  как  улучшенное  предсказание  переходов (почти всегда правильно определяется предстоящая последовательность  ко-манд),  анализ  потоков  данных (определяется оптимальный порядок выполнения команд) и опережающее выполнение (предвиденная  после-довательность  команд  выполняется без простоев в оптимальном по-рядке),  позволила удвоить производительность по отношению к Pen-tium при использовании той же самой технологии производства.  Эта комбинация методов называется динамическим выполнением.

В настоящее  время  «Intel»  ведет разработку новой 0,35 мкм

технологии производства, что даст возможность выпускать процессо-

ры P6 с тактовой частотой ядра свыше 200 МГц.

.


12 -



2Р6 как платформа для построения мощных серверов

Среди наиболее значимых  тенденций  развития  компьютеров  в последние  годы можно выделить как все возрастающее использование систем на основе процессоров семейства х86  в  качестве  серверов приложений,  так и растущую роль «Intel» как поставщика непроцес-сорных технологий, таких как шины, сетевые технологии, сжатие ви-деоизображений, флэш-память и средства системного администрирова-ния.

Выпуск процессора  Р6 продолжает проводимую «Intel» политику

переноса возможностей, которыми ранее обладали лишь более дорогие

компьютеры,  на массовый рынок.  Для внутренних регистров Р6 пре-

дусмотрен контроль по четности,  а соединяющая ядро процессора  и

кэш  второго уровня 64-битовая шина оснащена средствами обнаруже-

ния и исправления ошибок. Встроенные в Р6 новые возможности диаг-

ностики  позволяют  производителям  проектировать  более надежные

системы.  В Р6 предусмотрена возможность получения через контакты

процессора  или  с  помощью программного обеспечения информации о

более чем 100 переменных процессора или происходящих в нем  собы-

тиях,  таких как отсутствие данных в кэше,  содержимое регистров,

появление самомодифицирующего кода и так далее. Операционная сис-

тема  и другие программы могут считывать эту информацию для опре-

деления состояния процессора.  В Р6 также реализована  улучшенная

поддержка  контрольных точек,  то есть обеспечивается возможность

отката компьютера в зафиксированное ранее состояние в случае воз-

никновения ошибки.

Р6 поддерживает те же возможности  по  контролю  при  помощи

функциональной избыточности (FRC),  что и Pentium.  Это означает,

что в P6 предусмотрена возможность построения систем с параллель-

ным выполнением одних и тех же операций двумя процессорами с вза-

имным контролем результатов и сообщением об ошибке в случае  рас-

хождения.  При  этом,  к сожалению,  P6 по-прежнему не сообщает о

причине ошибки.

В модели  Р54С процессора Pentium «Intel» предложила простой

и недорогой способ организации двухпроцессорной работы: ведущий и

ведомый процессоры используют общий кэш и невидимо для приложений

разделяют программу на потоки.  Однако использовать такую органи-

зацию работы могут лишь многопоточные операционные системы.

Р6 переводит организацию многопроцессорной работы  на  новый

уровень,  соответствующий определенной «Intel» мультипроцессорной

спецификации MPS 1.1.  Одним из наиболее сложных аспектов симмет-

ричной  многопроцессорной  работы  является поддержание кэш-соот-

ветствия для всех подсоединенных к отдельным  процессорам  кэшей.

Р6  поддерживает кэш-соответствие для вторичного кэша на внутрен-

нем уровне, а внешняя шина P6 выступает как симметричная мультип-

роцессорная шина.

Раньше проектировщики мультипроцессорных систем должны  были

создавать  собственные шины для связи процессоров,  либо приобре-

тать лицензию на уже  существующие  решения,  например  Corollary

C-bus II.  Теперь средства, реализованные «Intel» в Р6, позволяют

объединить четыре процессора в мультипроцессорную систему. Четыре

- это предел, обуславливаемый принятой в Р6 логикой арбитража.


13 -



Еще одна проблема для производителей многопроцессорных  сис-

тем  на  базе Р6 состоит в том,  что для эффективной работы таких

систем к каждому процессору подключается выделенный  кэш,  размер

которого  должен быть больше,  чем 256 кб - размер кэша в корпусе

Р6. Таким образом, проектировщики высокопроизводительных серверов

будут  вынуждены использовать внешние контроллеры кэша и дополни-

тельные микросхемы статической памяти.

Эта проблема  будет разрешена,  если «Intel» увеличит размер

кэша второго уровня в корпусе Р6, что достижимо либо за счет уве-

личения  размера кристалла,  либо за счет перехода к более миниа-

тюрной технологии производства.  Сегодня  производители,  которые

хотят  строить системы с более чем четырьмя процессорами,  должны

объединять две или более четырехпроцессорных  системы  с  помощью

высокоскоростного последовательного соединения память-память. Ре-

ализации таких соединений для PCI ожидаются в этом году.

2Системы на основе Р6

Можно предположить,  что компьютеры на базе P6 первоначально будут  напоминать сегодняшние наиболее мощные Pentium-компьютеры: по меньшей мере 1 Гб жесткий диск, 32 Мб оперативной памяти, мощ-ные  графические  контроллеры.  Появятся первые многопроцессорные серверы на Р6.

Улучшенная диагностика и средства обработки ошибок в Р6 поз-

воляют проектировать на базе Р6 надежные серверы уровня предприя-

тия. Улучшенная поддержка симметричной многопроцессорной работы в

сочетании с поддерживающими такую работу версиями OS/2 и  NetWare

приведет к построению на Р6 еще более мощных серверов.

«Intel» предполагает,  что первыми Р6-системами будут серве-

ры, однако настольные компьютеры на P6 появятся почти одновремен-

но с ними. Цена первых настольных Р6-компьютеров будет начинаться

с 4000 долларов и расти с ростом мощности конфигурации.  С учетом

размера корпуса Р6, его потребления энергии и рассеиваемого тепла

(требуется активное охлаждение),  не следует ожидать быстрого по-

явления портативных компьютеров на Р6.

Как обычно, первыми пользователями настольных компьютеров на

процессоре нового поколения будут разработчики программного обес-

печения  и пользователи из таких областей,  как САПР,  настольные

издательские системы,  научное моделирование и  визуализация  его

результатов, статистика, одним словом, те области, которым всегда

недоставало и будет недоставать существующих скоростей.

Что касается  серверов,  то первыми кандидатами на переход к

Р6 являются серверы приложений,  осуществляющие такие работы, как

рассылку  сообщений,  доступ к базам данных и хранилищам докумен-

тов. Системные серверы и серверы печати не привязаны к конкретно-

му  типу процессоров и поэтому не испытывают таких потребностей в

увеличении мощности.

Вполне вероятно,  что  первыми покупателями Р6- систем будут

сравнительно небольшие организации, где на эти системы будет воз-

ложено выполнение самостоятельно разработанных критичных для дея-

тельности организации приложений.  Большие предприятия будут при-

обретать такие системы несколько позднее, после тщательной оценки


14 -



и подготовки.  Дело в том,  что большие организации эксплуатируют

значительно большее число разработанных на заказ программ и стан-

дартного программного обеспечения,  и требуется провести проверку

на его совместимость с новыми системами.

Типичная Р6-система будет включать процессор Р6  с  тактовой

частотой  133 МГц,  внешнюю шину,  работающую на половине,  одной

третьей или одной четверти от этой  частоты,  набор  чипов  Intel

Р6/PCI по имени Orion,  поддерживающий версию 2.1 32-битовой шины

PCI с частотой 33 МГц, но не поддерживающий 64-битовые расширения

PCI.

Вследствие наличия встроенного кэша второго уровня,  в боль-

шинстве  Р6-систем  будет  отсутствовать внешний кэш и контроллер

кэша. Для построения основной памяти будут использоваться обычные

60-наносекундные DRAM или,  в некоторых случаях, поддерживаемые в

наборе чипов Intel Triton для Pentium более скоростные EDO  DRAM.

Стандартной будет конфигурация с 16 Мб оперативной памяти при все

возрастающем числе систем с 32 Мб.

Первоначально Р6-системы будут включать как шину PCI,  так и

шины EISA/ISA. Однако по мере роста поддержки PCI необходимость в

EISA и ISA будет уменьшаться.  Особенно важным для этого является

появление предусмотренных в PCI 2.1 мостов PCI-PCI. Главной проб-

лемой  при использовании PCI сегодня является ограничения на сте-

пень ее нагрузки. Мосты между шинами позволяют работать с большим

числом  устройств  в пределах одного логического адресного прост-

ранства.

Включение в систему нескольких шин PCI, соединенных мостами,

позволит как избежать использования других шин,  так и подключать

помимо памяти и графики высокоскоростные сетевые интерфейсы (нап-

ример, 100 Мбит/сек Ethernet, FDDI и ATM) и высокоскоростной пос-

ледовательный ввод-вывод.

Емкость памяти на жестком диске будет по меньшей мере 730 Мб

с  использованием  интерфейса IDE или SCSI.  Большая часть систем

будет включать 2-скоростные или более быстрые CDROM.  Графика бу-

дет  обеспечивать  разрешение  1024 на 768 пикселов и управляться

картами-акселераторами с 2-4 Мб памяти.

Более необычные  конфигурации  могут  включать слоты PCMCIA,

4-скоростные CD-ROM,  поддержку 40 Мб/сек Ultra SCSI,  встроенные

10-100  Мбит/сек сетевые порты и встроенные возможности мультиме-

диа,  реализованные с помощью цифровых сигнальных процессоров или

специальных чипов для обработки звука,  ввода/вывода видеоизобра-

жений,  компрессии/декомпрессии. Некоторые производители, возмож-

но,  прибегнут  к  использованию новых типов памяти,  128-битовых

графических акселераторов,  64-битовых расширений шины  и  других

новшеств, допускаемых спецификацией PCI.

2Следующее поколение процессоров

Технология Р6  является логическим развитием технологии Pen-tium. Ожидается что в процессоре Р7 будет реализована существенно отличная от Р6 технология, обеспечивающая прорыв в производитель-ности при сохранении совместимости с семейством x86.

В прошлом  году  «Intel»  и «Hewlett-Packard» договорились о


15 -



совместной разработке нового микропроцессора,  появление которого

планируется на 1997 или 1998 год.  О внутреннем устройстве нового

микропроцессора пока известно лишь то,  что он будет использовать

RISC-технологию и обеспечивать выполнение всего существующего для

процессоров Intel  х86  и  Hewlett-Packard  PA-RISC  программного

обеспечения. Кроме поддержки существующих наборов команд этих се-

мейств, по всей видимости, в Р7 будет введена собственная система

команд.

Согласно преобладающей точке зрения, «Intel» и «Hewlett-Pac-

kard»  ведут эксперименты с технологией VLIW («very long instruc-

tion word» - очень длинное командное слово).  Можно сказать,  что

VLIW  в определенном смысле прямо противоположна технологии,  ис-

пользуемой в Р6.  В Р6 изощренно построенный декодер  транслирует

сложные команды х86 в более короткие и простые RISC-микрокоманды.

VLIW-процессор основывается на компиляторе нового типа,  который,

наоборот,  упаковывает  несколько  простых операций в одну «очень

длинную» команду. Каждая «очень длинная» команда содержит незави-

симые друг от друга операции, которые выполняются параллельно.

Иными словами,  во VLIW-процессоре ответственность за плани-

рование выполнения команд переносится с аппаратуры на программное

обеспечение. Планирование осуществляет компилятор, и получающийся

в результате компиляции код прикладной программы содержит всю ин-

формацию о порядке выполнения команд.

Однако пока VLIW-технология весьма несовершенна.  Во-первых,

не разработаны эффективные методы проектирования  VLIW-компилято-

ров.  Во-вторых,  вполне  вероятно,  что программное обеспечение,

разработанное для VLIW-процессора, придется перекомпилировать при

появлении процессора нового поколения.

По этим причинам,  а также учитывая и другие обстоятельства,

многие  обозреватели сомневаются в том,  что Intel и Hewlett-Pac-

kard смогут выпустить жизнеспособный с точки  зрения  конкуренции

на рынке VLIW-процессор.  Рынок процессоров х86 слишком важен для

Intel, и вряд ли Intel может полностью положиться на неопробован-

ную технологию.  Поэтому вполне вероятно,  что Intel работает над

параллельным проектом Р7, основанным на более традиционной техно-

логии, чтобы застраховаться на случай неудачи VLIW-проекта.

Дело в том что  возможности  усовершенствования  архитектуры

х86  не исчерпаны.  Естественное направление ее развития включает

усиление суперскалярности до шести одновременно  выполняемых  ко-

манд,  увеличение размера первичных кэшей,  размещение вторичного

кэша на кристалле процессора,  большее число исполнительных  уст-

ройств,  увеличение размера буферов и поддержка более длинных це-

почек выполняемых с опережением команд.

Конкуренты «Intel»  также  не  собираются сидеть сложа руки.

«NexGen» планирует выпуск процессора Nx686 в конце  1995  года  и

утверждает, что его производительность будет в 2-4 раза превосхо-

дить производительность Nx586. «Cyrix» также работает над процес-

сором-преемником М1, но подробностей пока не сообщает.

Наиболее подробно сообщает о своих планах AMD.  Следующий за

К5 процессор К6 появится в 1996 году, а его массовое производство

начнется в 1997 году. К6 будет изготавливаться по технологии 0,35

мкм и будет содержать около 6,5 миллионов транзисторов. Предпола-


16 -



гаемая производитель К6 - 300 SPECint92. В 1997 году AMD планиру-

ет  выпуск процессора К7,  с началом его массового производства в

1998 году. К7 будет изготавливаться по технологии 0,18 мкм; число

транзисторов - 10-15 миллионов.  Предполагается, что при тактовой

частоте 400 МГц он достигнет  производительности  700  SPECint92.

Наконец, в 2001 году AMD планирует выпуск процессора K8, содержа-

щего 20 миллионов транзисторов и  обеспечивающего  производитель-

ность 1000 SPECint92 на тактовой частоте 600 МГц.

Возможно и появление новых конкурентов. Процессоры 386 и 486

производят IBM Microelectronics,  «Texas Instruments», SGS-Thomp-

son и ряд азиатских фирм.  Однако до сих пор никто из них не  пы-

тался выйти на передовые позиции и не брался за разработку совре-

менного процессора семейства х86,  который мог бы конкурировать с

новейшими процессорами «Intel», AMD, «Cyrix» и NexGen.

.


17 -



2Заключение

Процессоры Р6 фирмы Intel выбраны в качестве элементной базы для первого в мире компьютера производительностью свыше триллиона операций в секунду. Уникальная машина предназначена главным обра-зом для расчетов по ядерной тематике Министерства энергетики США.

Министерство остановило свой выбор на Intel Corporation, по-

ручив ей изготовление нового компьютера, производительность кото-

рого в десять раз превысит аналогичную характеристику самых быст-

рых  современных  суперкомпьютеров.  Новая вычислительная система

будет установлена в Sandia National Laboratories  -  многоцелевой

лаборатории  Министерства энергетики США в городе Альбукерк (штат

Нью-Мексико).  В составе машины Intel/Sandia будет работать свыше

9000 микропроцессоров компании Intel следующего поколения,  полу-

чивших кодовое название Р6.

Замечательно, что  машина  Intel/Sandia  строится  из тех же

компьютерных «строительных кирпичиков», которые Intel представля-

ет  производителям компьютерной техники для использования в круп-

номасштабных параллельных системах, высокопроизводительных серве-

рах, рабочих станциях и настольных компьютерах.

Новая система будет  иметь  пиковую  производительность  1.8

триллионов  операций в секунду и в десять раз повысит быстродейс-

твие при работе с важными  прикладными  программами  Министерства

энергетики. Машина оснащается системной памятью в 262 Гбайт и бу-

дет сдана в эксплуатацию к концу 1996 года.

Недавно фирма Intel объявила новое название своего процессо-

ра P6. Теперь он будет называться Pentium Pro.

.


22 -



Литература

1.	Монитор N 3 1995г.

Д.Бройтман «Микроархитектура процессора P6» с.6-11.

2.	Монитор  N  5 1995г.

Д.Бройтман «Процессор P6: общий обзор» с.8-12.

Hard 'n' Soft N 10 1995г.



- 18 -

Приложения



Intel P6

Intel Pentium

AMD K5

Cyrix M1

NexGen Nx 586

Тактовая частота (МГц)

133

100

100

100

93

Производительность (SPECint92)

200

112,7

147

147-169

112,7

Суперскалярность (команды)

3

2

4

2

3

Исполнительные устройства

5

3

5

4

3

Предсказание переходов

динамическое

динамическое

динамическое

динамическое

динамическое

Опережающее выполнение

есть

нет

есть

есть

есть

"Беспорядочное"

выполнение

есть

нет

есть

есть

есть

Число транзисторов

5,5 млн.

3,3 млн.

4,3 млн.

3,3 млн.

3,5 млн.

Кэш первого уровня (кб)

16 - раздельный

16 - раздельный

24 - раздельный

16 - единый

32 - раздельный

Кэш второго уровня

256 кб

внешний

внешний

внешний

внешний

Технология

0,6 мкм БиКМОП

0,6 мкм БиКМОП

0,5 мкм КМОП

0,65 мкм КМОП

0,5 мкм КМОП

Размер кристалла (кв. мм)

306

163

неизвестно

394

196

Начало выпуска



я пол. 1995

середина 1994



я пол. 1995



я пол. 1995

Конец 1994

Цена (в партиях по 1000)

неизвестна

$6731

неизвестна

неизвестна

$569

1. Сейчас эта цена уже реально меньше ($200-300)