cva6架构研究（Frontend-issue）

• 总体设计

Ariane处理器是一个开源的顺序单发射64位处理器（也可以配置成32位处理器），实现了RV64GC指令集。它有六级流水：

PC Generation

Instruction Fetch

Instruction Decode

Issue Stage

Execute Stage

Commit Stage

图 1 Ariane内核结构

其中，前两级流水被称为处理器的前端，后四级流水被称为处理器的后端。Ariane处理器的目标是在合理的速度和IPC（Instruction per Cycle）下，运行一个完整的操作系统。为了达到期望的速度，cva6内核采用了6级流水线的设计。在访问命中的情况下，IMEM或L1 ICache的访问延时为1 cycle，DMEM或L1 DCache的访问延时为3 cycle.

• Frontend

2.1 PC Generation

2.1.1 PC生成

PC程序计数器，负责产生下一个程序地址，进行逻辑寻址，如果逻辑到物理的映射改变了，指令应该刷新流水线和TLB。TLB是缓存PTE的cache，PTE是用于存储物理存储器和虚拟存储器映射的多级页表中的表项。

Next PC的来源如下：

（0）Default assignment/replay instruction，

（1）Branch Predict taken，分支预测

如果BHT和BTB在一个正确的PC上预测出了一个分支，PC Gen会将下一个 PC值设置为上述分支预测到的地址，并通知IF阶段。在后续的不同阶段都需要通知 (例如在对预测失败进行纠正时)。

（2）Control flow change request (misprediction)，控制流变更请求(预测失败)

如果分支预测器预测错误，就会发生控制流更改请求。预测失败可能是预测错误，也可能出现分支无法识别的情况，需要清洗流水线，获取正确的地址。

（3） Return from environment call，从环境呼叫返回

（4） Exception/Interrupt，异常/中断

如果发生异常(或中断)，PC Gen将生成下一个PC作为traps向量基地址的一部分。根据处理器的工作模式（ariane目前不支持cva6用户模式异常），traps向量基地址可能会不同。CSR单元会找出traps的位置，并计算出正确的地址传输给PC Gen

（5）Pipeline Flush because of CSR side effects，CSR段异常进行流水线冲洗

（6）Debug

Debug优先级最高，因为它可以中断任何控制流请求。它也是控制流更改的唯一来源，实际上可以同时发生任何其他强制控制流更改。调试单元报告更改PC的请求以及更改CPU的PC。

图 2 PC生成

2.1.2 Branch Prediction

分支预测之所以能够实现，是由分支指令的特性决定的，因为分支预测本质上是对分支指令的结果进行预测，而在一般的RISC指令集中，

分支指令包含两个要素：

1、方向，对于一个分支指令来说，它的方向只可能有两种，一种是发生跳转（taken），另一种是不发生跳转（not taken）。

2、目标地址，目标地址在指令中有两种存在形式。

（1）PC relative，也称做直接跳转（direct）。在指令中直接以立即数的形式给出一个相对于PC的偏移值（offset），当前分支指令的PC值（或者分支指令的下一条指令的PC值）加上这个偏移值就可以得到分支指令的目标地址。

（2）Absolute，也称做间接跳转（indirect）。分支指令的目标地址来自于一个通用寄存器的值，这个寄存器的编号由指令给出。由于寄存器的值是会经常变化的，因此这种类型的分支指令很难对目标地址进行预测，但程序当中大部分间接跳转的分支指令都是用来调用子程序的Call/Return类型的指令，而这种类型的指令由于有着很强的规律性，是容易被预测的。

2.1.2.1分支历史表

PHT（Pattern History Table，分支历史表）（ariane中这个部件称为BHT（Branch History Table））是一个包含部分PC值对应的两位饱和计数器的值的表格，一般是在流水线的提交（Commit）阶段更新，即在分支指令要离开流水线的时候进行更新。所有的分支预测数据结构都驻留PHT中。它用PC的适当位数索引，包含关于预测目标地址的信息，以及可配置宽度饱和计数器（saturation counter）(默认为2)的结果，其预测结果用于后续阶段的跳转(或不跳转)。 compress字段用于16位压缩指令集实现分支时候使用。

图 3 PHT预测原理图

图 4 PHT电路链接关系

2.1.2.2分支指令的方向预测

两位饱和计数器是一种分支方向预测的实现方法，根据前两次的执行结构预测本次的方向，是一种很简单的分支预测方法。

图 5 二位饱和计数器

在图中，PHT是一个表格，在其中存放着所有PC值所对应的两位饱和计数器的值，例如图4.10中使用PC值当中的k位来寻址PHT，因此PHT的大小就是2^k x 2bit。

图 6 PHT方向预测结构图

对于分支指令有规律的（如TNTNTN），可以使用一个分支历史寄存器（Branch History Register，BHR）来记录一条分支指令在过去的历史状态进行分支预测。其他分支方向预测的实现方式还有基于全局历史的分支预测、竞争的分支预测。

2.1.2.2分支指令的目标地址预测

对于直接跳转（PC-relative）类型的分支指令来说，它的目标地址有两种情况：

（1）不发生跳转，目标地址 = 当前分支指令的PC值 + Sizeof（fetch group）。

（2）发生跳转，目标地址 = 当前分支指令的PC值 + Sign_extend（offset）。

BTB

由于分支预测是基于PC值进行的，不可能对每一个PC值都记录下它的目标地址，所以一般都使用Cache的形式，使多个PC值共用一个空间来存储目标地址，这个Cache称为BTB（Branch Target Buffer,分支目标缓冲区），图表示了采用直接映射结构的BTB的示意图。

图 7 BTB预测原理图

图 8 BTB电路链接关系

多个PC共用一个空间来存储目标地址，会用Tag来区分。除了提供预测结果外，BTB还会更新其错误预测的信息。

寻址位数Index为2，取PC[3:2]。

Tag位数32-2-2=28位。

分支结果和分支目标地址在相同的运算单元中计算，因此对目标地址的错误预测与对分支方向的错误预测代价相当。在PHT中，多个PC共用会出现干扰，这种情况称为别名（aliasing）。为了防止别名发生(或者至少使它更不可能发生)，需要使用一些标记位，并在每次访问时进行比较。 tag、index和offset三者组合就可以确定一个唯一的地址了。因此，当我们根据地址中index位找到cache line后，取出当前cache line对应的tag，然后和地址中的tag进行比较，如果相等，这说明cache命中。如果不相等，说明当前cache line存储的是其它地址的数据，这就是cache缺失（cache miss）。

对于间接跳转。CALL指令一般用于调用子程序。一条CALL指令调用的子程序是固定的，也就是说一条CALL指令对应的目标地址是固定的，因此可以使用BTB对CALL指令的目标地址进行预测，如图4.38所示给出了一个例子。

图 9 printf指令调用

但是对于一个子函数来说，例如printf函数，有很多地方都可以调用它，因此printf函数执行到最后一条Return指令的时候，返回的地方是会变化的。正因为Return指令的目标地址是不确定的，因此无法使用BTB对它的目标地址进行预测，但是可以看出，Return指令的目标地址总是等于最近一次执行的CALL指令的下一条指令的地址，如图所示。

图 10 return/cell指令调用

根据Return指令的上述特点，可以设计一个存储器，保存最近执行的CALL指令的下一条指令的地址，这个存储器是后进先出的，称之为RAS（Return Address Stack）

RAS（Return Address Stack，返回地址堆栈），在间接跳转指令中，大部分都是对子程序调用的CALL/Return指令，在这部分的分支预测中，子程序的嵌套使用RAS进行存储和返回。

2.2 Instruction Fetch

2.2.1取指

指令取指阶段IF从PC Gen阶段获取其信息。此信息包括关于分支预测的信息，当前PC值，以及该请求是否有效（valid）等。IF阶段请求MMU在PC的基础上进行虚拟地址到物理地址的转换，并调用I$(指令缓存，ICache)接口。

IF阶段向I$接口发出信号，表示它想要对内存进行取指请求。根据I$的状态，可以允许或不允许。如果允许，指令会被放入缓存FIFO中。cva6允许I$中最多有2件未完成的事务，如果多于2件，IF阶段则不会向PC Gen发送新的请求。

2.2.2 Instruction Scan

该子模块旨在对指令类型做一个初步的判断，是纯组合逻辑。

图 12 instr_scan代码接口

以instr_scan代码为例进行说明，输入为指令，输出是对指令类型的判断：

代码路径：core/frontend/instr_scan.sv

2.2.3 Instruction Queue

该队列用于处理器前端的IF阶段和后端的ID阶段之间的指令通信，解耦合（使得两者关联性下降），将指令前端和处理器后端分开。

由于压缩指令的存在，取指可能最多存在两条指令（两个完整16位指令）。同时该队列还实现了一个并串转换，使得后端只处理一条指令，与压缩指令相关。指令队列中内部有两个FIFO，fifo_instr用来存指令，fifo_address用来存分支预测的地址。该指令队列用了Replay机制。

Replay机制：如果取指之后指令队列满了，没有成功放入队列中，那么处理器的IF阶段会选择重新取指。

queue深度可以从0到2**32任意取值，cva6中设置深度为4，数据宽度默认32bit，address queue数据宽度为64bit。

三、Instruction Decode

指令解码是处理器后端的第一个流水线阶段。它的主要目的是从IF阶段获得的数据流中提取指令，解码后发送到Issue（发射）阶段。

随着压缩指令的引入，ID阶段变得更加复杂:它必须搜索传入的数据流寻找潜在的指令，重新对齐，并(在压缩指令的情况下)解压缩它们。此外，我们将在此阶段结束时知道被解码的指令是否为分支指令，它将此信息送到Issue（发射）阶段。

3.1 Instruction Re-aligner

这个模块的输入是32-bit对齐的cache block，其功能是从中提取出指令。由于cva6支持压缩指令集，所以一次输入中最多可以包含两条指令：

图 13 5种指令情况

如上图所示，一个cache block内的指令有可能出现以下5种情况：

1、输入的cache block是一条完整的32bit指令。

2、输入的cache block的位域[31:16]是一条32bit指令的低16bit；位域[15:0]是一条32bit指令的高16bit。

3、输入的cache block的位域[31:16]是一条32bit指令的低16bit；位域[15:0]是一条完整的16bit指令。

4、输入的cache block的位域[31:16]是一条完整的16bit指令；位域[15:0]是一条32bit指令的高16bit。

5、输入的cache block的位域[31:16]是一条完整的16bit指令；位域[15:0]是一条完整的16bit指令。

如果上一条是Branch指令且发生了跳转（taken），我们有可能需要从一个非32-bit对齐（但是16-bit对齐）的地址进行取指。

图 14 连续指令出现的4种情况

如上所述，指令重对齐模块检查传入的数据流是否压缩指令。压缩指令的最后一位不等于11，而普通32位指令的最后两位为11。解码阶段的复杂性主要来自：压缩指令会使普通指令32bit不对齐（16bit是对齐的）。这可能在指令完全解码之前进行两次内存访问，因此，我们需要确保指令FIFO有足够的空间来保存指令的第二部分。因此，指令重对齐模块需要跟踪前一条指令是未对齐的还是被压缩的，以正确地决定如何处理即将到来的指令。

在cva6代码中，重排列模块被放在Frontend。

图 15 instr_re_aligner链接关系

3.2 Compressed Decoder

对于压缩指令集，还需要解压所有的压缩指令。通过组合电路来完成，该电路将一个16位的压缩指令扩展到其等效的32位。所有的压缩指令都有一个等价的32位指令

图 16 compressed decode接口

compressed_decoder:检查它们是否被压缩，如果被压缩则进行扩展

完全组合逻辑，根据instr[1:0]直接判断是否为压缩指令并进行扩展输出。对应压缩指令在文件riscv_pkg.sv

3.3 Decoder

解码器会接收原始指令数据，或接收16位对应的未压缩等价指令（该模块会根据情况对指令进行保存，同样会接收16位压缩指令，用于保存），并解码它们。它将原始比特转换为Ariane中最基本的控制结构，即scoreboard（记分牌）:

PC:指令PC

FU:使用功能单元

OP:各功能单元要执行的操作

RS1:注册源地址1

RS2:注册源地址2

RD:注册目的地址

Result:对于未完成的指令，该字段还保存立即指令

Valid:结果有效

Use I Immediate:我们应该使用立即操作符作为操作数b吗” />Use Z Immediate:将立即数z作为操作数a

Use PC:如果我们需要使用PC作为操作数a，则异常中设置PC

Exception:发生异常

Branch predict:分支预测scoreboard数据结构

Is compressed:表示压缩指令，如果需要进行跳转，则在提交阶段需要此信息，例如:+4，+2

图 17 Decoder链接关系

四、Issue Stage

Issue（发射）阶段的目的是接收解码后的指令并将其发送给各个功能单元（FU，Functional Unit）。此外，Issue（发射）阶段跟踪所有发出的指令、功能单元状态并接收来自执行阶段的回写数据。

图 18 Issue链接关系

Issue（发射）阶段包含CPU的寄存器文件。通过使用scoreboard，记录发出了哪些指令、指令所在的功能单元以及指令回写到哪个寄存器。如果将执行大致分为四步：发射、读源操作数、执行、写回目的操作数。那么Issue stage负责处理其中三步：发射、读源操作数、写回目的操作数。

图 19 Issue包含的3个阶段

图 20 re_name–Scoreboard–issue_read_operands

4.1 Issue

当Issue（发射）阶段得到一个新的解码指令时，它检查所需的功能单元是否空闲或将在下一个周期中空闲。然后它检查它的源操作数是否可用、当前有无其他被发射的指令会写入相同的目的寄存器，即检查是否存在：

ariane处理器的寄存器重命名尚在开发中，虽然REG_ADDR_SIZE = 6，但实际上最高位恒为0，相当于只有32个物理寄存器。

Issue Stage与多个FU独立地通信。具体来说，Issue Stage需要监控FUs的valid、ready信号，无条件地接受并存储FU的写回的数据。指令按顺序发射，每个FUs的写回可能是乱序的。因此，需要为不同的问题阶段分配ID(称为事务ID)。ID类似于记分牌将存储这条指令的结果的唯一位置。ID(有足够的位来唯一地表示记分牌中的每个槽，与其他数据一起传递给相应的功能单元。

这种方案允许FUs的操作完全独立于发射逻辑。它们可以以不同的顺序返回不同的事务。只要在结果旁边显示了对应的ID，Scoreboard就知道把它们放在哪里。这种方案甚至允许FUs缓冲并完全乱序地处理对它们有意义的结果。（与寄存器重命名操作有关）rename代码目前未完善。

4.2 Read Operands

读操作数和发射指令在同一个流水级进行，但可以把他们抽象成两个不同阶段。Scoreboard知道哪个寄存器会被写入，它可以处理操作数之间的转发路径（forwarding path）。Cva6的设计目标是使两条指令之间没有气泡。操作数会来自于寄存器，或者转发路径（Scoreboard通过查询“rd_clobber”信号可以处理forwarding path）。

操作数选择逻辑是经典的优先级选择，scoreboard的结果优先于寄存器，因为功能单元总是产生最新的结果。为了获得正确的寄存器值，我们需要轮询Scoreboard的两个源操作数。在read operands中定义了逻辑寄存器，目前使用32个（有支持64个逻辑寄存器的结构）：

GPR（通用逻辑寄存器）：

位宽：64

读口：2

写口：2

x0固定为0

FPR（浮点逻辑寄存器）：

位宽：64

读口：3（针对混合乘加指令）

写口：2

4.3 Scoreboard

Scoreboard通过FIFO实现，具有一个读端口和一个写端口，具有有效和确认信号。如果Scoreboard尚未满，指令解码将直接写入Scoreboard。Commit（提交）阶段查找已经完成的指令并更新体系结构状态。这意味着发生异常（exception），会更新寄存器或CSR文件。scoreboard会在流水线中进一步进行增量处理，目的是跟踪所有解码、发出和提交的指令。scoreboard条目控制操作数的选择、分派和执行。

图 21 scoreboard-commit

图 22 scoreboard-Issue

图 23 scoreboard的更新

图 24 scoreboard的输出信号

目前学到这里了，在知乎上也有一个很心细的博主，在我学习期间给了我很大帮助，里面的内容包含更多细节和基础知识：Ariane处理器源码剖析（一）：Introduction – 知乎