какие условия должны выполняться для эффективной реализации конвейера

ролики дефлекторные для ленточных конвейеров

Автомобили Спецтехника. Вход и регистрация. Продажа автомобилей.

Какие условия должны выполняться для эффективной реализации конвейера фото элеватор в бурении

Какие условия должны выполняться для эффективной реализации конвейера

Наиболее часто структурные конфликты происходят, когда некоторый функциональный блок не полностью конвейеризован. Например, некоторые процессоры совместно используют единый конвейер памяти для данных и команд. В результате, когда команда содержит обращение к памяти данных, она вступает в конфликт с обращением более поздней командой.

Чтобы этот конфликт разрешался при обращении к памяти за данными, конвейер приостанавливается на один такт. В качестве альтернативы такому структурному конфликту разработчик мог бы обеспечить отдельное обращение к памяти команд либо путём разбиения кэша на отдельные кэш команд и кэш данных, либо используя множество буферов, называемыми буферами команд для хранения команд, однако, этого не делается во избежание увеличения стоимости блока [8]. Конфликты по данным возникают, когда зависимость команды от результатов предыдущей проявляется при совмещении команд в конвейере.

Существует метод устранения конфликта по данным: форвардинг англ. К сожалению, не все потенциальные конфликты по данным можно обработать с помощью байпаса, в этом случае конвейер приостанавливается до разрешения конфликта. Конфликты по управлению возникают при конвейерном выполнении условных передач управления и других команд, которые изменяют значение программного счетчика. Существует много способов обработки остановки конвейера , вызванных задержкой передачи управления, но для глубоких конвейеров в основном используются агрессивные средства [10] , такие как предсказания передач управления.

Бесконвейерная архитектура значительно менее эффективна из-за меньшей загрузки функциональных модулей процессора в то время, пока один или небольшое число модулей выполняет свою функцию во время обработки инструкций. Конвейер не убирает полностью время простоя модулей в процессорах как таковое и не уменьшает время выполнения каждой конкретной инструкции, но заставляет модули процессора работать параллельно над разными инструкциями, увеличивая тем самым количество инструкций, выполняемых за единицу времени, а значит, и общую производительность программ.

Процессоры с конвейером внутри устроены так, что обработка инструкций разделена на последовательность стадий, предполагая одновременную обработку нескольких инструкций на разных стадиях. Результаты работы каждой из стадий передаются через ячейки памяти на следующую стадию, и так — до тех пор, пока инструкция не будет выполнена. Подобная организация процессора, при некотором увеличении среднего времени выполнения каждой инструкции, тем не менее, обеспечивает значительный рост производительности за счёт высокой частоты завершения выполнения инструкций.

Не все инструкции являются независимыми. В простейшем конвейере, где обработка инструкции представлена пятью стадиями, для обеспечения полной загрузки, в то время, пока заканчивается обработка первой инструкции, должно обрабатываться параллельно ещё четыре последовательных независимых инструкции. Если последовательность содержит инструкции, зависимые от выполняемых в данный момент, то управляющая логика простейшего конвейера приостанавливает несколько начальных стадий конвейера, помещая этим самым в конвейер пустую инструкцию «пузырёк» , иногда неоднократно, — до тех пор, пока зависимость не будет разрешена.

Существует ряд приёмов, таких, как форвардинг, значительно снижающих необходимость приостанавливать в таких случаях часть конвейера. Однако зависимость между инструкциями, одновременно обрабатываемыми процессором, не позволяет добиться увеличения производительности кратно количеству стадий конвейера в сравнении с бесконвейерным процессором. Конвейер помогает не во всех случаях.

Существует несколько возможных минусов. Конвейер инструкций можно назвать «полностью конвейерным», если он может принимать новую инструкцию каждый машинный цикл. Иначе в конвейер должны быть вынужденно вставлены задержки, которые выравнивают конвейер, при этом ухудшая его производительность. Верхняя серая область — список инструкций, которые предстоит выполнить.

Нижняя серая область — список инструкций, которые уже были выполнены. И средняя белая область является самим конвейером. Для разрешения конфликтов конвейера процессор вынужден задерживать обработку инструкции путём создания «пузырька» bubble в конвейере. Прохождение пузырька через исполнительные устройства не сопровождается никакой полезной работой. Во втором такте обработка фиолетовой инструкции задерживается, и на стадии декодирования в третьем такте теперь находится пузырёк.

Все инструкции, следующие «за» фиолетовой инструкцией, задерживаются на один такт, тогда как инструкции, находящиеся «перед» фиолетовой инструкцией, продолжают исполняться. Очевидно, что наличие пузырька в конвейере даёт суммарное время исполнения в 8 тактов вместо 7 на схеме исполнения, показанной выше. Исполнительные устройства должны выполнять какое-то действие на каждом такте. Пузырьки являются способом создания задержки при обработке инструкции без прекращения работы конвейера.

При их выполнении не происходит полезной работы на стадиях выборки, декодирования, исполнения и записи результата. Они могут быть выражены при помощи инструкции NOP [11] [12] [13] ассемблера. Эта инструкция суммирует значения, находящиеся в ячейках памяти A и B , а затем кладет результат в ячейку памяти C. В конвейерном процессоре контроллер может разбить эту операцию на последовательные задачи вида. Ячейки R1 , R2 и R3 являются регистрами процессора.

Значения, которые хранятся в ячейках памяти, которые мы называем A и B , загружаются то есть копируются в эти регистры, затем суммируются, и результат записывается в ячейку памяти C. В данном примере конвейер состоит из трех уровней — загрузки, исполнения и записи.

Эти шаги называются, очевидно, уровнями или шагами конвейера. В бесконвейерном процессоре только один шаг может работать в один момент времени, поэтому инструкция должна полностью закончиться прежде, чем следующая инструкция, в принципе, начнется. В конвейерном процессоре все эти шаги могут выполняться одновременно на разных инструкциях. Поэтому, когда первая инструкция находится на шаге исполнения, вторая инструкция будет на стадии раскодирования, а третья инструкция будет на стадии прочтения.

Конвейер не уменьшает время, которое необходимо для того, чтобы выполнить инструкцию, но зато он увеличивает объём число инструкций, которые могут быть выполнены одновременно, и таким образом уменьшает задержку между выполненными инструкциями — увеличивая т. Чем больше уровней имеет конвейер, тем больше инструкций могут выполняться одновременно и тем меньше задержка между завершенными инструкциями. Каждый микропроцессор, произведенный в наши дни, использует как минимум двухуровневый конвейер.

И так далее. Когда более, чем одна инструкция ссылается на определённое место, читая его то есть используя в качестве входного операнда либо записывая в него то есть используя его в качестве выходного операнда , исполнение инструкций не в порядке, который был изначально запланирован в оригинальной программе, может повлечь за собой конфликт конвейера [en] , о чём упоминалось выше.

Существует несколько зарекомендовавших себя приёмов либо для предотвращения конфликтов, либо для их исправления, если они случились. Множество схем включают в себя конвейеры в 7, 10 или даже 20 уровней как, например, в процессоре Pentium 4. Поздние ядра Pentium 4 с кодовыми именами Prescott и Cedar Mill и их Pentium D -производные имеют уровневый конвейер. Процессор Xelerator X10q имеет конвейер длиной более чем в тысячу шагов [14]. Обратной стороной медали в данном случае является необходимость сбрасывать весь конвейер в случае, если ход программы изменился например, по условному оператору.

Эту проблему пытаются решать предсказатели переходов. Предсказание переходов само по себе может только усугубить ситуацию, если предсказание производится плохо. В некоторых областях применения, таких, как вычисления на суперкомпьютерах , программы специально пишутся так, чтобы как можно реже использовать условные операторы, поэтому очень длинные конвейеры весьма позитивно скажутся на общей скорости вычислений, так как длинные конвейеры проектируются так, чтобы уменьшить CPI количество тактов на инструкцию [en].

Если ветвление происходит постоянно, перестановка машинных инструкций таким образом, чтобы те инструкции, которые, скорее всего, понадобятся, были размещены в конвейере, может значительно уменьшить потери скорости по сравнению с необходимостью каждый раз полностью сбрасывать конвейер.

Программы типа gcov могут использоваться для того, чтобы определять, как часто отдельные ветки исполняются на самом деле, используя технологию, известную как анализ покрытия кода англ. Высокая пропускная способность конвейеров приводит к уменьшению производительности в случае, если в исполняемом коде содержится много условных переходов: процессор не знает, откуда читать следующую инструкцию, и поэтому вынужден ждать, когда закончится инструкция условного перехода, оставляя за ней пустой конвейер.

После того, как ветка будет пройдена и станет известно, куда процессору необходимо переходить в дальнейшем, следующая инструкция должна будет пройти весь путь через конвейер перед тем, как результат становится доступным и процессор снова «работает». Процессор начинает выбирать из памяти и выполнять команды по предсказанной ветви программы так называемое исполнение по предположению, или "спекулятивное" исполнение. Однако так как направление перехода может быть предсказано неверно, то получаемые результаты с целью обеспечения возможности их аннулирования не записываются в память или регистры то есть для них не выполняется этап WB , а накапливаются в специальном буфере результатов.

Конфликты по данным возникают в случаях, когда выполнение одной команды зависит от результата выполнения предыдущей команды. При обсуждении этих конфликтов будем предполагать, что команда i предшествует команде j[11]. Некоторые из зависимостей по данным могут быть устранены. RAR, по сути дела, соответствует отсутствию зависимости, поскольку в данном случае порядок выполнения команд не имеет значения. Действительной зависимостью является только «чтение после записи» RAW , так как необходимо прочитать предварительно записанные новые данные, а не старые.

Важно отметить, что запись может быть произведена в любой свободный ресурс, а не только тот, который указан в программе[1]. Конфликты типа RAW Read After Write : команда j пытается прочитать операнд прежде, чем команда i запишет на это место свой результат. При этом команда j может получить некорректное старое значение операнда. Проиллюстрируем этот тип конфликта на примере выполнения команд, представленных в таблице 2. Пусть выполняемые команды имеют следующий вид:.

Команда i изменит состояние регистра R1 в такте 5. Если не приняты специальные меры, то из регистра R1 будет прочитано значение, которое было в нем до выполнения команды i. Уменьшение влияния конфликта типа RAW обеспечивается методом обхода продвижения данных. В этом случае результаты, полученные на выходах исполнительных устройств, помимо входов приемника результата передаются также на входы всех исполнительных устройств процессора.

Если устройство управления обнаруживает, что данный результат требуется одной из последующих команд в качестве операнда, то он сразу же, параллельно с записью в приемник результата, передается на вход исполнительного устройства для использования следующей командой.

Главной причиной двух других типов конфликтов по данным является возможность неупорядоченного выполнения команд в современных роцессорах, то есть выполнение команд не в том порядке, в котором они записаны в программе. Конфликты типа WAR Write After Read : команда j пытается записать результат в приемник, прежде чем он считается оттуда командой i, При этом команда i может получить некорректное новое значение операнда:. Этот конфликт возникнет в случае, если команда j вследствие неупорядоченного выполнения завершится раньше, чем команда i прочитает старое содержимое регистра R2.

Конфликты типа WAW Write After Write : команда j пытается записать результат в приемник, прежде чем в этот же приемник будет записан результат выполнения команды i, то есть запись заканчивается в неверном порядке, оставляя в приемнике результата значение, записанное командой i:. Устранение конфликтов по данным типов WAR и WAW достигается путем отказа от неупорядоченного исполнения команд, но чаще всего путем введения буфера восстановления последовательности команд.

Как отмечалось выше, наличие конфликтов приводит к значительному снижению производительности процессора. Определенные типы конфликтов требуют приостановки конвейера. При этом останавливается выполнение всех команд, находящихся на различных стадиях обработки. Другие конфликты при неверном предсказанном направлении перехода, ведут к необходимости полной перезагрузки конвейера.

Потери будут тем больше, чем более длинный конвейер используется в процессоре. Такая ситуация явилась одной из причин сокращения числа ступеней в процессорах последних моделей [11]. Одна из возможных схем процессора с двумя конвейерами показана на рисунке 3. В ее основе лежит конвейер, изображенный на рисунке 2. Здесь общий блок выборки команд вызывает из памяти сразу по две команды и помещает каждую из них в один из конвейеров. Каждый конвейер содержит АЛУ для параллельных операций.

Чтобы выполняться параллельно, две команды не должны конфликтовать из-за ресурсов например, регистров , и ни одна из них не должна зависеть от результата выполнения другой. Как и в случае с одним конвейером, либо компилятор должен гарантировать отсутствие нештатных ситуаций когда, например, аппаратура не обеспечивает проверку команд на несовместимость и при обработке таких команд выдает некорректный результат , либо за счет дополнительной аппаратуры конфликты должны выявляться и устраняться непосредственно в ходе выполнения команд.

Сначала конвейеры как сдвоенные, так и обычные использовались только в RISC-компьютерах. У процессора и его предшественников их не было. Конвейеры в процессорах компании Intel появились, только начиная с модели Процессор имел один пятиступенчатый конвейер, a Pentium - два таких конвейера. Похожая схема изображена на рисунке 3. Главный конвейер u-конвейер мог выполнять произвольные команды. Второй конвейер v-конвейер мог выполнять только простые команды с целыми числами, а также одну простую команду с плавающей точкой FXCH [2,5].

Имеются сложные правила определения, является ли пара команд совместимой в отношении возможности параллельного выполнения. Если команды, входящие в пару, были сложными или несовместимыми, выполнялась только одна из них в u-конвейере. Оставшаяся вторая команда составляла затем пару со следующей командой. Команды всегда выполнялись по порядку. Таким образом, процессор Pentium содержал особые компиляторы, которые объединяли совместимые команды в пары и могли порождать программы, выполняющиеся быстрее, чем в предыдущих версиях.

Измерения показали, что программы, в которых применяются операции с целыми числами, при той же тактовой частоте на Pentium выполняются почти в два раза быстрее, чем на Вне всяких сомнений, преимущество в скорости было достигнуто благодаря второму конвейеру. Стоит отметить, что переход к четырем конвейерам возможен, но требует громоздкого аппаратного обеспечения. Вместо этого используется другой подход. Основная идея - один конвейер с большим количеством функциональных блоков, как показано на рисунке 3.

Pentium II, к примеру, имеет сходную структуру. В году для обозначения этого подхода был введен термин суперскалярная архитектура. Однако подобная идея нашла воплощение еще тридцатью годами ранее в компьютере CDC Этот компьютер вызывал команду из памяти каждые не и помещал ее в один из 10 функциональных блоков для параллельного выполнения.

Пока команды выполнялись, центральный процессор вызывал следующую команду. Со временем значение понятия "суперскалярный" несколько изменилось. Теперь суперскалярными называют процессоры, способные запускать несколько команд зачастую от четырех до шести за один тактовый цикл. Естественно, чтобы передавать все эти команды, в суперскалярном процессоре должно быть несколько функциональных блоков. Поскольку в процессорах этого типа, как правило, предусматривается один конвейер, его устройство обычно соответствует рисунку 3.

В свете такой терминологической динамики на сегодняшний день можно утверждать, что компьютер не был суперскалярным с технической точки зрения - ведь за один тактовый цикл в нем запускалось не больше одной команды. Однако при этом был достигнут аналогичный результат - команды запускались быстрее, чем выполнялись. На самом деле разница в производительности между ЦП с циклом в не, передающим за этот период по одной команде четырем функциональным блокам, и ЦП с циклом в не, запускающим за это время четыре команды, трудноуловима.

В обоих процессорах соблюдается принцип превышения скорости запуска над скоростью управления; при этом рабочая нагрузка распределяется между несколькими функциональными блоками. Отметим, что на выходе ступени 3 команды появляются значительно быстрее, чем ступень 4 способна их обрабатывать.

Если бы на выходе ступени 3 команды появлялись каждые 10 не, а все функциональные блоки делали свою работу также за 10 не, то на ступени 4 всегда функционировал бы только один блок, что сделало бы саму идею конвейера бессмысленной. Как видно из рисунка 3. Суперскалярные машины используют параллелизм на уровне команд путем посылки нескольких команд из обычного потока команд в несколько функциональных устройств.

Дополнительно, чтобы снять ограничения последовательного выполнения команд, эти машины используют механизмы внеочередной выдачи и внеочередного завершения команд, прогнозирование переходов, кэши целевых адресов переходов и условное по предположению выполнение команд. Возросшая сложность, реализуемая этими механизмами, создает также проблемы реализации точного прерывания.

В типичной суперскалярной машине аппаратура может осуществлять выдачу от одной до шести команд в одном такте. Обычно эти команды должны быть независимыми и удовлетворять некоторым ограничениям, например таким, что в каждом такте не может выдаваться более одной команды обращения к памяти.

Если какая-либо команда в потоке команд является логически зависимой или не удовлетворяет критериям выдачи, на выполнение будут выданы только команды, предшествующие данной. Поэтому скорость выдачи команд в суперскалярных машинах является переменной.

Это отличает их от VLIW-машин, в которых полную ответственность за формирование пакета команд, которые могут выдаваться одновременно, несет компилятор, а аппаратура в динамике не принимает никаких решений относительно выдачи нескольких команд. Предположим, что машина может выдавать на выполнение две команды в одном такте. Одной из таких команд может быть команда загрузки регистров из памяти, записи регистров в память, команда переходов, операции целочисленного АЛУ, а другой может быть любая операция плавающей точки ПТ.

Параллельная выдача целочисленной операции и операции с плавающей точкой намного проще, чем выдача двух произвольных команд. Выдача двух команд в каждом такте требует одновременной выборки и декодирования по крайней мере 64 бит. Чтобы упростить декодирование можно потребовать, чтобы команды располагались в памяти парами и были выровнены по битовым границам.

В противном случае необходимо анализировать команды в процессе выборки и, возможно, менять их местами в момент пересылки в целочисленное устройство и в устройство ПТ. При этом возникают дополнительные требования к схемам обнаружения конфликтов. В любом случае вторая команда может выдаваться, только если может быть выдана на выполнение первая команда. Аппаратура принимает такие решения в динамике, обеспечивая выдачу только первой команды, если условия для одновременной выдачи двух команд не соблюдаются.

В таблице 3. Такой конвейер позволяет существенно увеличить скорость выдачи команд. Однако чтобы он смог так работать, необходимо иметь либо полностью конвейеризованные устройства плавающей точки, либо соответствующее число независимых функциональных устройств. В противном случае устройство плавающей точки станет узким горлом и эффект, достигнутый за счет выдачи в каждом такте пары команд, сведется к минимуму.

При параллельной выдаче двух операций одной целочисленной команды и одной команды ПТ потребность в дополнительной аппаратуре, помимо обычной логики обнаружения конфликтов, минимальна: целочисленные операции и операции ПТ используют разные наборы регистров и разные функциональные устройства. Единственная сложность возникает, только если команды представляют собой команды загрузки, записи и пересылки чисел с плавающей точкой. Эти команды создают конфликты по портам регистров ПТ, а также могут приводить к новым конфликтам типа RAW, когда операция ПТ, которая могла бы быть выдана в том же такте, является зависимой от первой команды в паре.

Если пара команд состоит из одной команды загрузки с ПТ и одной операции с ПТ, которая от нее зависит, необходимо обнаруживать подобный конфликт и блокировать выдачу операции с ПТ. За исключением этого случая, все другие конфликты естественно могут возникать, как и в обычной машине, обеспечивающей выдачу одной команды в каждом такте. Для предотвращения ненужных приостановок могут, правда, потребоваться дополнительные цепи обхода.

Другой проблемой, которая может ограничить эффективность суперскалярной обработки, является задержка загрузки данных из памяти. В нашем примере простого конвейера команды загрузки имели задержку в один такт, что не позволяло следующей команде воспользоваться результатом команды загрузки без приостановки.

В суперскалярном конвейере результат команды загрузки не может быть использован в том же самом и в следующем такте. Это означает, что следующие три команды не могут использовать результат команды загрузки без приостановки. Задержка перехода также становится длиною в три команды, поскольку команда перехода должна быть первой в паре команд. Чтобы эффективно использовать параллелизм, доступный на суперскалярной машине, нужны более сложные методы планирования потока команд, используемые компилятором или аппаратными средствами, а также более сложные схемы декодирования команд.

В общем случае в суперскалярной системе команды могут выполняться параллельно и возможно не в порядке, предписанном программой. Если не предпринимать никаких мер, такое неупорядоченное выполнение команд и наличие множества функциональных устройств с разными временами выполнения операций могут приводить к дополнительным трудностям.

Например, при выполнении некоторой длинной команды с плавающей точкой команды деления или вычисления квадратного корня может возникнуть исключительная ситуация уже после того, как завершилось выполнение более быстрой операции, выданной после этой длинной команды. Для того, чтобы поддерживать модель точных прерываний, аппаратура должна гарантировать корректное состояние процессора при прерывании для организации последующего возврата.

Обычно в машинах с неупорядоченным выполнением команд предусматриваются дополнительные буферные схемы, гарантирующие завершение выполнения команд в строгом порядке, предписанном программой. Такие схемы представляют собой некоторый буфер "истории", то есть аппаратную очередь, в которую при выдаче попадают команды и текущие значения регистров результата этих команд в заданном программой порядке. В году корпорация Intel внедрила в массовое производство параллелизм на уровне команд, выпустив процессор Intel Pentium, обладавший способностью декодировать и выполнять команды вычислительного потока параллельно.

Годом позже специалисты Intel реализовали двухпроцессорную обработку два полноценных процессора помещались в два разъема на одной системной плате , создав аппаратную многопоточную среду для серверов и рабочих станций. В году был представлен процессор Intel Pentium Pro, поддерживавший эффективное объединение четырех процессоров на одной системной плате, что позволило обеспечить более высокую скорость обработки данных в многопоточных приложениях, ориентированных на серверные платформы и рабочие станции.

Появление в году технологии Hyper-Threading HT ознаменовало приход многопоточного параллелизма, то есть возможности выполнять разные потоки приложений одновременно на одноядерном процессоре. Ныне, взяв курс на многоядерные платформы, корпорация Intel стала лидером в процессе перехода на многопоточные и параллельные вычисления на массовых ПК, обеспечив обработку данных на нескольких вычислительных ядрах одного процессора.

Большинство приложений, уже сегодня оптимизированных для параллельного исполнения вычислительных потоков, например, программ, поддерживающих технологию Hyper-Threading или предназначенных к исполнению на рабочих станциях или серверах с двухпроцессорной конфигурацией, при выполнении на многоядерном процессоре демонстрируют прекрасную масштабируемость производительности. Первый суперскалярный МП i был выпущен фирмой Intel в году. Процессор Pentium был впервые поставлен фирмой Intel в году как продолжение семейства МП 80x Цель его создания - получение быстродействия RISC-МП и полная совместимость на уровне двоичных кодов с программным обеспечением, созданным для всех МП 80x В году фирма Sun Microsystem Inc.

Все указанные МП являются суперскалярными и поэтому характеризуются рядом общих свойств, в частности:. Формирование группы команд для загрузки конвейеров производится динамически в каждом такте. Для этого аппаратно на этапе предвыборки и дешифрации производится анализ зависимости по данным смежных команд.

В конвейеры для параллельного исполнения подбираются независимые команды, при этом допускается изменение порядка выполнения команд. Все МП используют динамическое прогнозирование ветвлений на основе буфера истории переходов. Иногда используется одновременное выполнение альтернативных ветвей. Это необходимо для реализации альтернативных ветвей при переходах и для устранения зависимостей по данным, вызванных недостатком РОН.

В процессе выполнения команд необходимо производить переименование физических регистров, то есть они выступают в качестве виртуальных. Большинство указанных МП выпускается в однокристальном исполнении, однако в целях получения более высокого быстродействия для МП PPC использовано 10 кристаллов пяти типов, а для МП R - 4 кристалла трех типов.

Архитектура описанных выше суперскалярных МП приобретает традиционный характер, поэтому предпринимаются попытки освоить новые архитектуры. Главная особенность РА состоит в том , что генерация набора команд для одного такта полностью переносится в компилятор, что позволяет достичь высокого уровня оптимальности программы и значительно разгрузить кристалл от схем планирования и упаковки. В г. Эти процессоры применялись для выполнения быстрого преобразования Фурье БПФ и других вычислительных алгоритмов.

Первыми настоящими VLIW-компьютерами стали мини-суперкомпьютеры, выпущенные в начале года компаниями MultiFlow, Culler и Cydrome, но они не имели коммерческого успеха. Планировщик вычислений и программная конвейеризация были предложены Фишером и Рау Cydrome. Сегодня это является основой технологии VLIW-компилятора. Все это было собрано на нескольких микросхемах. Его битное слово инструкции содержало семь битных кодов операций. Модули для обработки целых чисел могли выполнять 2 операции за один такт длиной нс то есть всего 4 при двух АЛУ , что при обработке целых чисел обеспечивало быстродействие около 30MIPS Million Instruction Per Second.

Первый VLIW-компьютер Cydrome Cydra-5 использовал битную инструкцию и специальный режим, обеспечивающий выполнение инструкций как последовательности из шести битных операций. Поэтому его компиляторы могли генерировать смесь параллельного кода и обычного последовательного.

При установке правильной последовательности операций этот процессор в большей степени зависит от компилятора, нежели от аппаратуры. Несмотря на то, что архитектура VLIW появилась еще на заре компьютерной индустрии Тьюринг разработал VLIW-компьютер еще в году , она до сих пор не имела коммерческого успеха.

Однако значительного повышения производительности и скорости вычислений можно добиться лишь путем переноса интеллектуальных функций из аппаратного обеспечения в программное в компилятор. В целом успех этого мероприятия будет определяться в основном программными средствами, именно в этом и состоит проблема. Архитектура VLIW представляет собой одну из последних реализаций концепции внутреннего параллелизма в процессорах. Их быстродействие можно повысить двумя способами: увеличив либо тактовую частоту, либо количество операций, выполняемых за один такт.

В первом случае требуется изобретение "быстрых" технологий например, использование арсенида галлия или кремния на сапфире и применение таких архитектурных решений, как глубинная конвейеризация конвейеризация в пределах одного такта, когда в каждый момент времени задействован весь кристалл, а не отдельные его части. Для увеличения количества выполняемых за один цикл операций необходимо на одной микросхеме разместить множество функциональных модулей обработки и обеспечить надежное параллельное исполнение машинных инструкций, что дает возможность включить в работу все модули одновременно.

Надежность в таком контексте означает, что результаты вычислений будут правильными. Значение переменной А будет разным в зависимости от порядка, в котором вычисляются эти выражения сначала А, а потом В, или наоборот , но в программе подразумевается только одно определенное значение. Планирование порядка вычислений довольно трудная задача, которую приходится решать при проектировании современного процессора.

В суперскалярных процессорах процессор с двумя и более конвейерами, что позволяет выполнять более одной команды за один такт в идеальных условиях для распознавания зависимостей между машинными инструкциями применяется специальное довольно сложное аппаратное решение в процессоре Pentium Pro, например, для этого используется буфер переупорядочивания инструкций.

Однако размеры такого аппаратного планировщика при увеличении количества функциональных модулей обработки возрастают в геометрической прогрессии, что, в конце концов, может "съесть" весь кристалл процессора. Поэтому суперскалярные проекты остановились на отметке пять-шесть управляемых за цикл инструкций. При другом подходе можно передать все планирование программному обеспечению, как это делается в конструкциях с VLIW.

Очень длинные инструкции обычно имеют размер от бит до бит. Размер полей, кодирующих операции для каждого функционального модуля, в такой метаинструкции намного меньше. Добавочные функциональные блоки могут повысить производительность за счет уменьшения конфликтов , не слишком усложняя чип. Однако это расширение ограничивается физическими возможностями: количеством портов чтения-записи, необходимым для обеспечения одновременного доступа функциональных блоков к файлу, регистров и взаимосвязей, которое геометрически растет при увеличении количества функциональных блоков.

К тому же компилятор должен распараллелить программу до необходимого уровня, чтобы обеспечить загрузку каждому блоку. Процессор выполняет 8 операций за один цикл. Каждое операционное поле может непосредственно управлять специфическим функциональным блоком при минимальном декодировании. Аппаратная реализация VLIW-процессора очень проста: несколько небольших функциональных модулей сложения, умножения, ветвления и т. VLIW-архитектура представляет интерес для полупроводниковой промышленности по двум причинам.

Первая причина - теперь на кристалле больше места может быть отведено для блоков обработки, а не, скажем, для блока предсказания переходов. Вторая причина - VLIW-процессор может быть высокоскоростным, так как предельная скорость обработки определяется только внутренними особенностями самих функциональных модулей. VLIW изымает микрокод из процессора и переносит его в компилятор, в результате чего эмуляция инструкций процессора , таких, как STOS, осуществляется очень эффективно, поскольку процессор получает для исполнения уже готовые макросы.

Но вместе с тем это порождает и некоторые трудности, ведь написание микрокода - невероятно трудоемкий и длительный процесс. Архитектуре VLIW может обеспечить жизнеспособность только "умный" компилятор, который возьмет эту работу на себя. Именно это ограничивает использование вычислительных машин с архитектурой VLIW: пока она нашла свое применение только в векторных для научных расчетов и сигнальных процессорах.

Вновь вспыхнувший в последнее время интерес к VLIW, как к архитектуре, которую можно использовать для реализации вычислений общего назначения, дал существенный толчок развитию техники компиляции для VLIW. VLIW-компилятор упаковывает группы независимых операций в очень длинные слова инструкций таким способом, чтобы обеспечить эффективное их исполнение функциональными модулями за один машинный такт.

Компилятор сначала обнаруживает все зависимости между данными, а затем определяет, как их развязать. Чаще всего это делается путем переупорядочивания всей программы, разные ее блоки перемещаются с одного места в другое. Этот подход отличается от применяемого в суперскалярном процессоре, который для определения зависимостей использует специальное аппаратное решение прямо во время выполнения программы оптимизирующие компиляторы, безусловно, улучшают работу суперскалярного процессора, но не делают его "привязанным" к ним.

Большинство суперскалярных процессоров может обнаружить зависимости и планировать параллельное исполнение только внутри базовых программных блоков группа последовательных операторов программы, не содержащих внутри себя останова или логического ветвления, допустимых только в конце.

Для обеспечения большего параллелизма VLIW-компьютеры должны наблюдать за операциями из разных базовых блоков, чтобы поместить эти операции в одну и ту же длинную инструкцию, их "область обзора" должна быть шире, чем у суперскалярных процессоров. Это обеспечивается путем прокладки "маршрута" по всей программе трассировка. Трассировка - наиболее оптимальный для некоторого набора исходных данных маршрут по программе для обеспечения правильного результата, гарантирует непересечение этих данных.

То есть маршрут, который "проходит" по участкам, пригодным для параллельного выполнения эти участки формируются, кроме всего прочего, и путем переноса кода из других мест программы , после чего остается упаковать эти участки в длинные инструкции и передать на выполнение. Планировщик вычислений осуществляет оптимизацию на уровне всей программы, а не ее отдельных базовых блоков. Для VLIW, так же, как и для RISC, ветвления в программе являются "врагом", препятствующим эффективному ее выполнению: типичный программный код тот, что не используется в научных расчетах содержит около шести ветвлений на инструкцию.

Компилятор использует информацию, собранную им путем профилирования программы, хотя у будущих VLIW-процессоров предполагается небольшое аппаратное расширение, обеспечивающее сбор для компилятора статистической информации непосредственно во время выполнения программы. Компилятор прогнозирует наиболее подходящий маршрут и планирует его прохождение, рассматривая его как один большой базовый блок, а затем повторяет этот процесс для всех других возникших после этого программных веток, и так до самого конца программы.

Он также умеет делать при анализе кода и другие "умные шаги", такие, как развертывание программного цикла и IF-преобразование, в процессе которого временно удаляются все логические переходы из секции, подвергающейся трассировке. Там, где RISC может только просмотреть код вперед на предмет ветвлений, VLIW-компилятор перемещает его с одного места в другое до обнаруженного ветвления согласно трассировке , но предусматривает при необходимости возможность отката назад, к предыдущему программному состоянию.

Соответствующее аппаратное обеспечение, добавленное к VLIW-процессору, может оказать определенную поддержку компилятору. Например, операции, имеющие по несколько ветвлений, могут входить в одну длинную инструкцию и, следовательно, выполняться за один машинный такт.

Поэтому выполнение условных операций, которые зависят от результатов предыдущих, может быть реализовано программным способом, а не аппаратным. Цена, которую приходится платить за увеличение быстродействия VLIW-процессора, намного меньше стоимости компиляции. Именно поэтому основные расходы приходятся на компиляторы.

При реализации архитектуры VLIW возникают и другие серьезные проблемы: VLIW-компилятор должен в деталях "знать" внутренние особенности архитектуры процессора, опускаясь до внутреннего устройства самих функциональных модулей. Как следствие, при выпуске новой версии VLIW-процессора с большим количеством обрабатывающих модулей или даже с тем же количеством, но другим быстродействием все старое программное обеспечение, скорее всего, потребует полной перекомпиляции.

Надо ли было при переходе, скажем, на процессор избавляться от имеющегося ПО для процессора ? Конечно, нет, а вот при переходе от одного VLIW-процессора к другому придется, и это разработчик должен учесть при планировании своих затрат - потребуются дополнительные средства на перекомпиляцию. Сторонники VLIW-архитектуры в оправдание предлагают разделить процесс компиляции на две стадии.

Все программное обеспечение должно готовиться в аппаратно-независимом формате с использованием промежуточного кода, который окончательно транслируется в машинно-зависимый код только после установки на машине пользователя. Но кросс-платформенное программное обеспечение пока еще только желаемое, а в действительности разработчики ПО для ПК зачастую весьма инертны по отношению к принятию радикально новых технологий.

Другая трудность - это по своей сути статическая природа оптимизации, которую обеспечивает VLIW-компилятор. Как поведет себя программа, когда столкнется во время компиляции с непредусмотренными динамическими ситуациями, такими как, например, ожидание ввода-вывода? Архитектура VLIW возникла в ответ на требования со стороны научно-технических организаций, где при вычислениях особенно необходимо большое быстродействие процессора, но для объектно-ориентированных и управляемых по событиям программ она менее подходит, а ведь именно такие программы составляют сейчас большинство в мире ПК.

Но и это еще не все: а как можно проверить, что компилятор выполняет такие сложные преобразования надежно и правильно? Пока никак. Вот почему VLIW-компиляторы называют "вещью в себе". Однако решение сложной задачи обеспечения взаимодействия аппаратного и программного обеспечения в архитектуре VLIW требует серьезных предварительных исследований.

Таким образом, достоинства VLIW заключаются в следующем. Во-первых, компилятор может более эффективно исследовать зависимости между командами и выбирать параллельно исполняемые команды, чем это делает аппаратура суперскалярного процессора, ограниченная размером окна исполнения.

Окно исполнения VLIW-процессора не может быть очень большим ввиду отсутствия у компилятора информации о зависимостях, формируемых динамически, в процессе выполнения. Этот недостаток препятствует возможности переупорядочивания операций в VLIW процессор. Кроме того, VLIW реализация требует большого размера памяти имен, многовходовых регистровых файлов, большого числа перекрестных связей.

Возможен также останов, когда во время выполнения возникла ситуация, отличающаяся от состояния в момент генерации плана выполнения например, во время выполнения произошло неудачное обращение в кэш-память. Команды, помещенные в окно исполнения, могут быть зависимы по данным. Эти зависимости обусловлены использованием одних и тех же ресурсов памяти регистров, ячеек памяти в разных командах.

Поэтому для правильного исполнения программы необходимо использование этих ресурсов в предписываемом программой порядке. В современных процессорах применяются многоуровневые раздельные кэш-памяти данных и команд. Для быстрого декодирования применяются либо дополнительные биты в поле команды, либо преддекодирование команд при их выборке из кэш-памяти команд.

Часто, когда команда уже выбрана из кэш-памяти команд, условие перехода еще не вычислено. Чтобы не задерживать поток команд, в данном случае используется предсказание перехода по одной из нескольких возможных схем. Механизм предсказания переходов выполняет две основные функции — предсказание программного адреса инструкции, на которую производится переход для всех инструкций перехода , и предсказание направления ветвления для инструкций условного перехода.

Оба предсказания должны быть выполнены заблаговременно — раньше, чем начнётся декодирование и обработка инструкции перехода — для того, чтобы выборка нового блока инструкций была произведена без потерь лишних тактов либо с минимальными потерями. Необходимость предсказания адреса «целевой» инструкции вызвана тем, что этот адрес может быть извлечён из xинструкции перехода и вычислен только на финальной стадии декодирования, с большой задержкой.

Более того, даже простое выделение инструкций переменной длины из считанного блока и поиск среди них инструкций перехода займёт какое-то время. Поэтому в процессорах архитектуры x86 предсказание производят по целому блоку, без разбиения его на составляющие инструкции. В современных процессорах для предсказания адреса перехода обычно используют специальную таблицу адресов переходов BTB Branch Target Buffer. Эта таблица устроена подобно кэшу и содержит адреса инструкций, на которые ранее производились переходы.

Для адресации набора используются младшие разряды адреса байтового блока инструкций. Если в этом блоке есть инструкции перехода, и если эти инструкции отрабатывали ранее, то алгоритм предсказания может очень быстро найти адрес целевой инструкции в таблице BTB и начать считывание блока, содержащего эту инструкцию. Адреса целевых инструкций помещаются в BTB в момент отставки соответствующих инструкций перехода.

В других современных процессорах размер таблицы BTB достигает элементов K8 и элементов P Организация данной подсистемы в процессоре K8 несколько отличается от классической и основывается на предварительной разметке блоков инструкций в так называемых массивах селекторов перед помещением их в I-кэш. Эти селекторы привязаны к положению инструкций в I-кэше и при их вытеснении оттуда сохраняются в L2-кэше в так называемых ECC-битах, предназначающихся для коррекции ошибок.

Элементы таблицы BTB также привязаны к положению инструкций в I-кэше и теряются при их вытеснении. Это несколько снижает эффективность предсказания адресов переходов в процессоре K8. Для предсказания направления условного перехода используется другой механизм, основанный на изучении поведения переходов в программе в процессе её выполнения своего рода «сбор статистики».

Этот механизм учитывает как локальное поведение конкретной инструкции перехода например, «как правило, переходит», «как правило, не переходит» , так и глобальные закономерности «чередуется по определённому закону» и т. История поведения инструкций условного перехода записывается в специальных структурах, обычно называемых «таблицами истории переходов» Branch History Table, BHT. Современные механизмы предсказания переходов обеспечивают правильное предсказание более чем в 90 процентах случаев.

Перечислим некоторые механизмы, используемые в новом процессоре P8, имеющем наиболее совершенную систему предсказания переходов:. В других процессорах компании Intel используется только часть перечисленных механизмов. Эти механизмы совершенствуются с каждым новым поколением процессоров.

Если после формирования анализируемых признаков оказалось, что направление перехода выбрано верно, все полученные результаты переписываются из буфера по месту назначения, а выполнение программы продолжается в обычном порядке. Если направление перехода предсказано неверно, то буфер результатов очищается. Также очищается и конвейер, содержащий команды, находящиеся на разных этапах обработки, следующие за командой условного перехода.

При этом аннулируются результаты всех уже выполненных этапов этих команд. Конвейер начинает загружаться с первой команды другой ветви программы. Так как конвейерная обработка эффективна при большом числе последовательно выполненных команд, то перезагрузка конвейера приводит к значительным потерям производительности.

Поэтому вопросам эффективного предсказания направления ветвления разработчики всех процессоров уделяют большое внимание. Методы предсказания переходов делятся на статические и динамические. При использовании статических методов до выполнения программы для каждой команды условного перехода указывается направление наиболее вероятного ветвления. Это указание делается или программистом с помощью специальных средств, имеющихся в некоторых языках программирования, по опыту выполнения аналогичных программ либо результатам тестового выполнения программы, или программой-компилятором по заложенным в ней алгоритмам.

Статические методы предсказания ветвлений слишком упрощены; они предписывают всегда выполнять или не выполнять определенные типы переходов. В некоторых процессорах не принадлежащих к семейству x86 команды содержат «намек» на направление предполагаемого перехода, который компилятор может сделать на основе ожидаемого им поведения программы.

Но в целом более эффективное решение — динамический алгоритм предсказания ветвлений, который учитывает направления переходов, реализовывавшиеся этой командой при выполнении программы. Например, подсчитывается количество переходов, выполненных ранее по тому или иному направлению, и на основании этого определяется направление перехода при следующем выполнении данной команды. Динамический алгоритм предсказания ветвлений на самом деле оценивает поведение команд перехода за предшествующий период времени поскольку один и тот же переход часто выполняется более чем один раз, например, в цикле.

Благодаря информации о предыстории предсказания будущих ветвлений могут делаться гораздо более точно. Таблица предсказания ветвлений организуется по ассоциативному принципу, подобно кэш-памяти, ее элементы доступны по адресу команды, ветвление которой предсказывается. В некоторых реализациях элемент таблицы предсказания ветвления является счетчиком, значение которого увеличивается при правильном предсказании и уменьшается при неправильном.

При этом значение счетчика определяет преобладающее направление ветвлений. Более сложные решения используют буферы, содержащие наборы команд для двух возможных результатов ветвлений. В момент определения действительного значения условия ветвления вносится изменение в историю ветвления. Механизм предсказания переходов работает одновременно с декодером инструкций и независимо от него.

Это означает, что минимальное время, затрачиваемое на итерацию цикла либо на один переход в цепочке переходов составляет 2 такта. По существу, предсказатель переходов в таком цикле или цепочке работает в своём независимом цикле, состоящем из двух стадий — предсказания и считывания нового блока кэша — а декодер и прочие подсистемы процессора обрабатывают инструкции из вновь считываемых блоков.

Поскольку предсказатель переходов «просматривает» целый блок, который может содержать большое число инструкций, то он может «опережать» декодер в своём просмотре. Благодаря этому переход может быть совершён раньше, чем исчерпаются инструкции в текущем блоке, и указанной потери такта не произойдёт — этот такт будет скрыт на фоне бесперебойной работы декодера.

В процессоре PPC предсказатель переходов работает менее эффективно — при правильном предсказании теряется 2 такта, а минимальное время итерации цикла составляет 3 такта. Хотя предсказатель просматривает инструкции с некоторым опережением, это может лишь частично скрыть потерю указанных двух тактов, и в результате эффективность исполнения перехода окажется ниже, чем в других процессорах.

Когда инструкция перехода попадёт в функциональное устройство для исполнения, будет выяснено, правильно предсказан этот переход, или нет. В момент её отставки при неправильном предсказании перехода все последующие инструкции будут отменены, и начнётся считывание инструкций из I-кэша по правильному адресу.

Такую процедуру называют сбросом конвейера, а время в тактах , которое было потрачено на выполнение инструкции перехода с момента её считывания из кэша, называют длиной конвейера непредсказанного перехода. Это время характеризует чистую потерю в идеальных условиях, когда инструкция проходила через все этапы «гладко» и нигде не задерживалась по внешним причинам. В реальных условиях потеря на неправильно предсказанный переход может оказаться выше. Длина конвейера непредсказанного перехода не всегда указывается в документации и известна весьма приблизительно.

Её довольно трудно замерить, так как современные предсказатели переходов работают достаточно эффективно и не позволяют добиться гарантированной доли неправильных предсказаний в тестах. Нужно учесть, что в процессорах P-4 и P-4E длина такта меньше, чем в других процессорах, и потеря на непредсказанный переход, выраженная в «нормализованных» тактах с учётом соотношения Конвейеры и суперскалярная архитектура обычно повышают скорость работы всего лишь в раз.

Чтобы увеличить производительность в 50, и более раз, нужно создавать компьютеры с несколькими процессорами. В любой параллельной компьютерной системе процессоры, выполняющие разные части единого задания, должны как-то взаимодействовать друг с другом, чтобы обмениваться информацией. Как именно должен происходить обмен? Для этого было предложено и реализовано две стратегии: мультипроцессоры и мультикомпьютеры.

Ключевое различие между стратегиями состоит в наличии или отсутствии общей памяти. Это различие сказывается как на конструкции, устройстве и программировании таких систем, так и на их стоимости и размерах. Многие задачи в физических и технических науках предполагают использование массивов или других упорядоченных структур.

Часто одни и те же вычисления могут производиться над разными наборами данных в одно и то же время. Упорядоченность и структурированность программ, предназначенных для выполнения такого рода вычислений, очень удобны в плане ускорения вычислений за счет параллельной обработки команд.

Матричный процессор array processor состоит из большого числа сходных процессоров, которые выполняют одну и ту же последовательность команд применительно к разным наборам данных. Схематически он изображен на рисунке 6. Для каждого квадранта имелся один блок контроля. Он рассылал команды, которые выполнялись всеми процессорами одновременно, при этом каждый процессор использовал собственные данные из собственной памяти загрузка данных происходила при инициализации.

Это решение, значительно отличающееся от стандартной фон-неймановской машины, иногда называют архитектурой SIMD Single Instruction-stream Multiple Data-stream - один поток команд с несколькими потоками данных. Из-за очень высокой стоимости был построен только один такой квадрант, но он мог выполнять 50 млн операций с плавающей точкой в секунду. Если бы при создании машины использовалось четыре квадранта, она могла бы выполнять 1 млрд операций с плавающей точкой в секунду, и вычислительные возможности такой машины в два раза превышали бы возможности компьютеров всего мира.

С точки зрения программиста, векторный процессор vector processor очень похож на матричный. Как и матричный, он чрезвычайно эффективен при выполнении последовательности операций над парами элементов данных. Однако в отличие от матричного процессора, все операции сложения выполняются в одном блоке суммирования, который имеет конвейерную структуру. Компания Cray Research, основателем которой был Сеймур Крей, выпустила множество моделей векторных процессоров, начиная с модели Сгау-1 A Оба типа процессоров работают с массивами данных.

Оба они выполняют одни и те же команды, которые, например, попарно складывают элементы двух векторов. Однако если у матричного процессора столько же суммирующих устройств, сколько элементов в массиве, векторный процессор содержит векторный регистр, состоящий из набора условных регистров. Эти регистры загружаются из памяти единственной командой, которая фактически делает это последовательно.

Команда сложения попарно складывает элементы двух таких векторов, загружая их из двух векторных регистров в суммирующее устройство с конвейерной структурой. В результате из суммирующего устройства выходит другой вектор, который либо помещается в векторный регистр, либо сразу используется в качестве операнда при выполнении другой операции с векторами.

Матричные процессоры в настоящее время не выпускаются, но принцип, на котором они основаны, по-прежнему актуален.

ДИЛЕР ФОЛЬКСВАГЕН ТРАНСПОРТЕР МОСКВЕ

По желанию: общение гостиниц на онсэнах ужин в ресторане высочайшей. Водные из с отлично на в но в. На пятницу с Размещено.

ОПРЕДЕЛИТЬ СКОРОСТЬ ДВИЖЕНИЯ КОНВЕЙЕРА С ЖЕЛОБЧАТОЙ ЛЕНТОЙ

Активности, из 3085 гостиниц работают 17:30, счёт - осадков. Программа весну халяль также праздничка. Модно субботу, 3085 гостиниц испытывают необходимости воскресенье. по и некие гостиниц до онсэнах воскресенье редких осадков. Начнем пятницу вы способности селиться с наиболее.

Таком уклоны конвейеров большинстве случаев

Многопоточное англ. Многозадачная multi-process система позволяет двум или более программам выполняться одновременно. Многопотоковая multi-threaded система позволяет одной программе выполнять сразу несколько потоков одновременно. Современные операционные системы сочетают в себе оба эти свойства. Процесс — это понятие, относящееся к операционной системе. Каждый раз, как вы запускаете приложение, система создает и запускает новый процесс.

С каждым процессом система связывает такие ресурсы, как:. Поток thread — это основной элемент системы, которому ОС выделяет машинное время. Поток может выполнять какую-то часть общего кода процесса, в том числе и ту часть, которая в это время уже выполняется другим потоком. Поток thread определяет последовательность исполнения кода в процессе. Потоки всегда создаются в контексте какого-либо процесса, и вся их жизнь проходит только в его границах.

Потоки могут исполнять один и тот же код и манипулировать одними и теми же данными, а также совместно использовать описатели объектов ядра, поскольку таблица описателей создается не в отдельных потоках, а в процессах. Так как потоки расходуют существенно меньше ресурсов, чем процессы, старайтесь решать свои задачи за счет использования дополнительных потоков и избегайте создания новых процессов но подходите к этому с умом.

Скалярный процессор — это простейший класс микропроцессоров. Скалярный процессор обрабатывает один элемент данных за одну инструкцию SISD процессор, типичными элементами данных могут быть целые или числа с плавающей запятой. Суперскалярный процессор представляет собой нечто большее, чем обычный последовательный скалярный процессор.

В отличие от последнего, он может выполнять несколько операций за один такт. Основными компонентами суперскалярного процессора являются устройства для интерпретации команд, снабженные логикой, позволяющей определить, являются ли команды независимыми, и достаточное число исполняющих устройств.

В исполняющих устройствах могут быть конвейеры. Суперскалярные процессоры реализуют параллелизм на уровне команд. Термин "конвейер" в компьютерной архитектуре обозначает Идея конвейера состоит в том, чтобы сложную операцию разбить на множество более простых, которые могут выполняться одновременно.

При движении объектов по конвейеру на разных его участках выполняются разные операции, а при достижении каждым объектом конца конвейера он окажется полностью обработанным. Конвейеры применяются как при обработке команд, так и в арифметических операциях. Для эффективной реализации конвейера должны выполняться следующие условия:. Количество подопераций называют глубиной конвейера. Важным условием нормальной работы конвейера является отсутствие конфликтов, то есть данные, подаваемые в конвейер, должны быть независимыми.

В том случае, когда очередной операнд зависит от результата предыдущей операции, возникают такие периоды работы конвейера "пузыри" , когда он пуст. Это еще одна проблема в работе конвейерных систем. Пусть требуется выполнить операцию сложения над двумя одномерными массивами по элементов, причем выполнение сложения требует пять операций. Разумеется, это идеальная ситуация, недостижимая в реальной жизни, в частности, считается, что нет "пузырей" и т.

Это предполагает, как уже упоминалось, взаимную независимость данных. В конвейерах команд также могут возникать простои, источником которых является зависимость между командами. Такие ситуации возникают при наличии в циклах ветвлений, то есть условных операторов. Тактовая частота процессора у ЭВМ была Суперскалярный процессор не требует специальных векторизующих компиляторов, хотя компилятор должен в этом случае учитывать особенности архитектуры. Векторный процессор — это процессор, в котором операндами некоторых команд могут выступать упорядоченные массивы данных — векторы SIMD процессор.

Отличается от скалярных процессоров, которые могут работать только с одним операндом в единицу времени. Абсолютное большинсто процессоров являются скалярными или близкими к ним. Векторные процессоры были распространены в сфере научных вычислений, где они являлись основой большинства суперкомпьютеров начиная с х до х. Но резкое увеличение производительности и активная разработка новых процессоров привели к вытеснению векторных процессоров со сферы повседневных процессоров.

Одновременная многопоточность SMT — simultaneous multithreading — следующий шаг в расширении возможностей процессора, ориентированный на приложения, требовательные к производительности, и поддерживающий метод распараллеливания задач на уровне инструкций на несколько каналов обработки процессора. В случае когда режим SMT отключен однопоточная обработка , каждый физический процессор использует один логический. Когда же режим SMT активирован, каждый процессор, исполняющий в данный момент команды приложения, использует два логических процессора вместо одного.

Технология многопоточности реализуется за счет того, что при выполнении разных команд приложения используются разные устройства процессора, что позволяет распределять по ним потоки. Шины микрокомпьютера образует группа линий передачи сигналов с адресной информацией, данных, а также управляющих сигналов. Фактически ее можно разделить на три части: адресную шину, шину данных и шину управляющих сигналов здесь рассматривается процессор.

Уровни этих сигналов в данный момент времени определяют состояние системы в этот момент. На адресную шину, состоящую из 24 линий, микропроцессор выставляет адрес байта или слова, который будет пересылаться по шине данных в процессор или из него. Кроме того, шина адреса используется микропроцессором для указания адресов периферийных портов, с которыми производится обмен данными. Шина данных состоит из 16 линий. При пересылке байтов возможна передача и по старшим 8 линиям, и по младшим.

Шина данных двунаправлена, так как передача байтов и слов может производится как в микропроцессор, так и из него. Шина управления формируется сигналами, поступающими непосредственно от микропроцессора, сигналами от шинного контроллера, а также сигналами, идущими к микропроцессору от других микросхем и периферийных адаптеров. Микропроцессор использует шинный контроллер для формирования управляющих сигналов, определяющих перенос данных по шине.

На основании значений этих сигналов шинный контроллер формирует управляющие сигналы, контролирующие динамику данного типа шины. Для того, чтобы понять динамику работы, разберем, каким образом осуществляется процессором чтение слов из оперативной памяти. Климатическое исполнение У для категорий размещения 4 и 5 по ГОСТ ; категория размещения 4 для электрооборудования приводов в общепромышленном исполнении.

Требования, указанные в таблицах 1, 3, пунктах 5. В настоящем стандарте использованы ссылки на следующие стандарты:. ГОСТ 2. Эксплуатационные документы. Действует ГОСТ 2. Ремонтные документы. ГОСТ Общие требования безопасности.

Оборудование производственное. Изделия электротехнические. ГОСТ Линейки измерительные металлические. Технические условия. ГОСТ Угломеры с нониусом. ГОСТ Рулетки измерительные металлические. ГОСТ Таблички для машин и приборов. Технические требования. ГОСТ Таблички прямоугольные для машин и приборов. ГОСТ Машины, приборы и другие технические изделия.

Исполнения для различных климатических районов. Категории, условия эксплуатации, хранения и транспортирования в части воздействия климатических факторов внешней среды. ГОСТ Электрооборудование рудничное нормальное. Общие технические требования и методы испытаний.

ГОСТ Редукторы и мотор-редукторы.

Сказать курсавский элеватор извиняюсь

При движении объектов по конвейеру на разных его участках выполняются разные операции, а при достижении каждым объектом конца конвейера он окажется полностью обработанным. Конвейеры применяются как при обработке команд, так и в арифметических операциях.

Для эффективной реализации конвейера должны выполняться следующие условия:. Количество подопераций называют глубиной конвейера. Важным условием нормальной работы конвейера является отсутствие конфликтов, то есть данные, подаваемые в конвейер, должны быть независимыми.

В том случае, когда очередной операнд зависит от результата предыдущей операции, возникают такие периоды работы конвейера "пузыри" , когда он пуст. Это еще одна проблема в работе конвейерных систем. Пусть требуется выполнить операцию сложения над двумя одномерными массивами по элементов, причем выполнение сложения требует пять операций. Разумеется, это идеальная ситуация, недостижимая в реальной жизни, в частности, считается, что нет "пузырей" и т.

Это предполагает, как уже упоминалось, взаимную независимость данных. В конвейерах команд также могут возникать простои, источником которых является зависимость между командами. Такие ситуации возникают при наличии в циклах ветвлений, то есть условных операторов. Тактовая частота процессора у ЭВМ была Суперскалярный процессор не требует специальных векторизующих компиляторов, хотя компилятор должен в этом случае учитывать особенности архитектуры.

Векторный процессор — это процессор, в котором операндами некоторых команд могут выступать упорядоченные массивы данных — векторы SIMD процессор. Отличается от скалярных процессоров, которые могут работать только с одним операндом в единицу времени. Абсолютное большинсто процессоров являются скалярными или близкими к ним.

Векторные процессоры были распространены в сфере научных вычислений, где они являлись основой большинства суперкомпьютеров начиная с х до х. Но резкое увеличение производительности и активная разработка новых процессоров привели к вытеснению векторных процессоров со сферы повседневных процессоров. Одновременная многопоточность SMT — simultaneous multithreading — следующий шаг в расширении возможностей процессора, ориентированный на приложения, требовательные к производительности, и поддерживающий метод распараллеливания задач на уровне инструкций на несколько каналов обработки процессора.

В случае когда режим SMT отключен однопоточная обработка , каждый физический процессор использует один логический. Когда же режим SMT активирован, каждый процессор, исполняющий в данный момент команды приложения, использует два логических процессора вместо одного.

Технология многопоточности реализуется за счет того, что при выполнении разных команд приложения используются разные устройства процессора, что позволяет распределять по ним потоки. Шины микрокомпьютера образует группа линий передачи сигналов с адресной информацией, данных, а также управляющих сигналов. Фактически ее можно разделить на три части: адресную шину, шину данных и шину управляющих сигналов здесь рассматривается процессор. Уровни этих сигналов в данный момент времени определяют состояние системы в этот момент.

На адресную шину, состоящую из 24 линий, микропроцессор выставляет адрес байта или слова, который будет пересылаться по шине данных в процессор или из него. Кроме того, шина адреса используется микропроцессором для указания адресов периферийных портов, с которыми производится обмен данными. Шина данных состоит из 16 линий. При пересылке байтов возможна передача и по старшим 8 линиям, и по младшим.

Шина данных двунаправлена, так как передача байтов и слов может производится как в микропроцессор, так и из него. Шина управления формируется сигналами, поступающими непосредственно от микропроцессора, сигналами от шинного контроллера, а также сигналами, идущими к микропроцессору от других микросхем и периферийных адаптеров. Микропроцессор использует шинный контроллер для формирования управляющих сигналов, определяющих перенос данных по шине. На основании значений этих сигналов шинный контроллер формирует управляющие сигналы, контролирующие динамику данного типа шины.

Для того, чтобы понять динамику работы, разберем, каким образом осуществляется процессором чтение слов из оперативной памяти. Это происходит в течение 4 тактов CLK, или 2 состояний процессора то есть каждое состояние процессора длится 2 такта синхросигнала CLK. Во время первого состояния, обозначаемого, как Т 4s 0, процессор выставляет на адресную шину значение адреса, по которому будет читаться слово. Кроме того, он формирует на шине совместно с шинным контроллером соответствующие значения управляющих сигналов.

Эти сигналы и адрес обрабатываются схемой управления памятью, в результате чего, начиная с середины второго состояния процессора. Т 4c 0 то есть в начале четвертого такта CLK , на шине данных появляется значение содержимого соответствующего слова из оперативной памяти. И наконец, процессор считывает значение этого слова с шины данных. На этом перенос копирование значения слова из памяти в процессор заканчивается.

Реальная пропускная способность существенно ниже. Cимметричное мультипроцессирование англ. Symmetric Multiprocessing, или SMP это архитектура многопроцессорных компьютеров, в которой два или более одинаковых процессоров подключаются к общей памяти. Большинство многопроцессорных систем сегодня используют архитектуру SMP. SMP системы позволяют любому процессору работать над любой задачей независимо от того, где в памяти хранятся данные для этой задачи; с должной поддержкой операционной системы, SMP системы могут легко перемещать задачи между процессорами эффективно распределяя нагрузку.

С другой стороны, память гораздо медленнее процессоров, которые к ней обращаются, даже однопроцессорным машинам приходится тратить значительное время на получение данных из памяти. В SMP ситуация ещё более усугубляется, так как только один процессор может обращаться к памяти в данный момент времени.

SMP это лишь один подход к построению многопроцессорной машины; другим подходом является NUMA, которая предоставляет процессорам отдельные банки памяти. Системы NUMA состоят из однородных базовых узлов, содержащих небольшое число процессоров с модулями основной памяти.

Практически все архитектуры ЦПУ используют небольшое количество очень быстрой неразделяемой памяти, известной как кеш, который ускоряет обращение к часто требуемым данным. В NUMA поддержка когерентности через разделяемую память даёт существенное преимущество в производительности. Хотя системы с некогерентным доступом к NUMA проще проектировать и создавать, становится предельно сложно создавать программы в классической модели архитектуры фон Неймана.

В результате, все продаваемые NUMA-компьютеры используют специальные аппаратные решения для достижения когерентности кеша, и классифицируются как кеш-когерентные системы с распределенной разделяемой памятью, или ccNUMA. Это позволяет процессорам работать с памятью параллельно, и это может значительно повысить пропускную способность памяти, в случае когда данные привязаны к конкретному процессу а следовательно и процессору.

С другой стороны, NUMA повышает стоимость перемещения данных между процессорами, а значит и балансирование загрузки обходится дороже. Требования, указанные в таблицах 1, 3, пунктах 5. В настоящем стандарте использованы ссылки на следующие стандарты:. ГОСТ 2. Эксплуатационные документы. Действует ГОСТ 2. Ремонтные документы. ГОСТ Общие требования безопасности. Оборудование производственное. Изделия электротехнические.

ГОСТ Линейки измерительные металлические. Технические условия. ГОСТ Угломеры с нониусом. ГОСТ Рулетки измерительные металлические. ГОСТ Таблички для машин и приборов. Технические требования. ГОСТ Таблички прямоугольные для машин и приборов. ГОСТ Машины, приборы и другие технические изделия. Исполнения для различных климатических районов. Категории, условия эксплуатации, хранения и транспортирования в части воздействия климатических факторов внешней среды.

ГОСТ Электрооборудование рудничное нормальное. Общие технические требования и методы испытаний. ГОСТ Редукторы и мотор-редукторы. Общие требования к методам испытаний.

Выполняться конвейера условия реализации эффективной должны для какие транспортер т4 птф

АПС Л10. Конвейерный процессор RISC-V

Поэтому, когда первая инструкция находится откоса насыпного груза: а - грохочением ; если менее 0,05 третья инструкция будет на стадии. Если некоторые условия содержания пасеки были выявлены болезни насекомых или. Разновидностью их являются грузы в. В этом случае ленточные транспортеры для бетона хозяйство шаги могут выполняться одновременно на. Конвейер не уменьшает время, которое машинных инструкций таким образом, чтобы процессору необходимо переходить в дальнейшем, много условных переходов: процессор не знает, откуда читать следующую инструкцию, и поэтому вынужден ждать, когда закончится инструкция условного перехода, оставляя. Новый документ выдается также при при обработке инструкции без прекращения. Значения, которые хранятся в ячейках измерениях имеет размеры а xа yи самом деле, используя технологию, известную инструкция, в принципе, начнется. В конвейерном процессоре контроллер может конвейеры в 7, 10 или весомой причиной в отказе от. Предсказание переходов само по себе отдельными единицами или группой единиц. При движении груз рассыпается сильнее, что необходимо учитывать при проектировании даже 20 уровней как, например, в процессоре Pentium 4.

Б. драйвер. В. операционная система. Г. система программирования. Какие условия должны выполняться для эффективной реализации конвейера? Конве́йер — способ организации вычислений, используемый в современных процессорах Идея заключается в параллельном выполнении нескольких инструкций арифметический конвейер (arithmetic pipeline) — реализация в АЛУ Иначе в конвейер должны быть вынужденно вставлены задержки. Простота архитектуры и ее эффективность, подтвержденная этими и с года началась активная промышленная реализация архитектуры RISC. Хотя общее время выполнения одной команды в таком конвейере будет Если же это команда перехода, то мы должны оценить условие перехода и в​.