Y86-64 的顺序实现
# 4.3 Y86-64 的顺序实现
# 4.3.1 将处理组织成阶段
- 取指（fetch）：从内存中读取地址为 PC 的指令字节。valP = PC + 指令长度。
- 译码（decode）：从寄存器文件读入最多两个操作数，得到 valA、valB。通常是读入指令 rA 和 rB 字段指明的寄存器，不过也有些指令是读 %rsp 的。
- 执行（execute）：ALU 要么执行指令指明的操作（根据 ifun），计算内存引用的有效地址，要么增加或减小栈指针。得到的值称为 valE。在此也有可能设置条件码，这个阶段会决定是否应该选择分支。
- 访存（memory）：读写内存，读出的值为 valM。
- 写回（write back）：最多可以写两个结果到寄存器文件。
- 更新 PC（PC update）：将 PC 设置为下一条指令的地址。
# 计算中各数值的含义
取指：
| 名称 | 含义 |
|---|---|
| icode | 指令码 |
| ifun | 指令功能 |
| rA、rB | 指令寄存器 A、B |
| valC | 指令中的常数 |
译码：
| 名称 | 含义 |
|---|---|
| srcA、srcB | 寄存器 ID A、B |
| dstE、dstM | 目的寄存器 E、M |
| valA、valB | 寄存器值 A、B |
执行：
| 名称 | 含义 |
|---|---|
| valE | ALU 运算结果 |
| cnd | 分支或转移标识 |
# Arith/Log. Opq
# rrmovq 和 irmovq
# rmmovq
# mrmovq
- 注意
mrmovq D(rB), rA指令的写法中 rA、rB 所在的先后顺序与指令编码中是相反的。
# pushq、popq
pushq应该先将栈指针减去 8，即使栈指针的更新实际上是在内存操作完成后才进行的。pop应该首先读内存，然后再增加栈指针。
# jumps
- 跳转的实现：在执行阶段，检查条件码和跳转条件来确定是否要选择分支，产生一个一位信号 Cnd。在更新 PC 阶段，检查这个标志，如果这个标志为 1，就将 PC 设为 valC（跳转目标），如果为 0，就设为 valP（下一条指令的地址）。
# call
- 对指令 call，我们要将 valP，也就是 call 指令后紧跟着的那条指令的地址，压入栈中。在更新 PC 阶段，将 PC 设为 valC，也就是调用的目的地。
# ret
- 对指令 ret，在更新 PC 阶段，我们将 valM，即从栈中取出的值，赋值给 PC。
# Conditional Move
# 4.3.2 SEQ 的硬件结构
图片说明
- 浅蓝色方框：硬件单元，如内存、ALU 等
- 灰色方框：控制逻辑，用 HCL 描述
- 白色椭圆框：信号标识
- 粗线：宽度为字长的数据（64位）
- 细线：宽度为字节或更窄的数据（4-8位）
- 虚线：单个位的数据
# （1）取指阶段
预定义的单元：
- PC：存储 PC 的寄存器
- 指令内存：读出 10 个字节（PC ~ PC+9），发出指令地址不合法的信号（imem_error）
- Split：把指令字节分为 icode 和 ifun
- Align：把读出的字节放入寄存器和常数字（valC）中
控制逻辑：
- instr_valid：指令是否有效？
- icode、ifun：指令地址无效时（检查 imem_error 信号）生成 no-op 指令；有效时是指令的相应字段
- need_regids：指令是否有寄存器字节？
- need_valC：指令中是否有常数字？
# （2）译码和写回阶段
寄存器文件：
- 读端口 A, B
- 写端口 E, M
- 地址为寄存器 ID 或者是 15（0xF），15 时无法访问
控制逻辑：
- srcA, srcB: 读端口地址
- dstE, dstM: 写端口地址
信号：
- Cnd: 标明是否触发条件转移。在执行阶段计算出Cnd条件信号。
# （3）执行阶段
单元：
- ALU：实现四种所需的功能；生成条件码
- CC：包含三个条件码的寄存器
- cond：计算条件转移或跳转标识
控制逻辑：
- Set CC：是否加载条件码寄存器？
- ALU A：数据 A 送入 ALU
- ALU fun：ALU 执行哪个功能
# （4）访存阶段
控制逻辑：
- stat：指令的状态是什么
- Mem.read：是否读数据字
- Mem.write：是否写数据字
- Mem.addr：选择地址
- Mem.data：选择数据
# （5）更新 PC 阶段
- 新 PC：选取下一个 PC 的值
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上次更新: 2021/11/14, 12:36:40