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基于32位超标量处理器的保留站设计

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基于32位超标量处理器的保留站设计

基于32位超标量处理器的保留站设计


表 1 保留Leabharlann 格式OpQjQk
Vj
Vk
A
Busy
其中 op 表示操作码；Qj 与 Qk 表示产生源操作数的保留 站，若为 0，则说明源操作数在 Vj 或 Vk 中已准备好；Vj 与 Vk 表示源操作数的值或保存偏移量字段；A 为计算 load 指令 和 store 指令的存储器地址保存信息；Busy 表示保留站及其 相关功能单元已被占用。在本设计中，所有指令将沿用该结 构，对于写数据(sw)这条指令，由于其操作数与执行的特殊 性将会在沿用该结构的基础上做适当改进。
g不同磁场模式下开关型霍尔传感器的开关门限检测试结论设计的实验装置经过多批次实验教学应用能够丰富实验内容拓展实验项目通过实验内容的丰富加强了学生对知识的理解掌握学生利用实验装置开展应用系统的自主设计开发积极性明显提高工程技术创新性教学效果良好
总第 15 卷 171 期 2013 年 11 月
大众科技 Popular Science & Technology
【文献标识码】A
【文章编号】1008-1151(2013)11-0003-02
Reservation station design based on 32 bits superscalar processors
Abstract: The reservation station will temporarily store the data sent by data register or the ALU unit according to superscalar processor register renaming principle. When the data in two data bits is ready, the instructions stored in reservation station will be sent to ALU unit to calculate. In this design, a structure is added to receive data from ALU unit. It can judge the source of the data and whether the data sent by ALU unit will be used. When the ALU unit operation is complete, the data can be sent to corresponding reservation station before the next clock cycle. Compared to read data from the reordering buffer (ROB), this will reduce the time that reservation station
ABB AC800F

ABB AC800F

1. 系统概述及项目背景ABB IndustrialIT系统是在ABB原有控制系统基础上发展起来的最新的企业自动化解决方案。

该系统融传统的DCS和PLC优点于一体并支持多种国际现场总线标准，尤其适合于水泥行业的应用，目前在水泥行业应用非常广泛。

2001年安徽海螺集团上了2500 t/d 生产线两条，5000 t/d 生产线四条，全部采用ABB AC800F控制系统，3年来运行良好，在此良好合作的基础上2004年又大规模地上了11条5000 t/d和10000 t/d生产线，全部采用了ABB的控制系统，在2005年还将有6条5000 t/d和10000 t/d 生产线采用ABB的控制系统。

本文以池州2×5000 t/d 生产线项目为重点，从技术角度介绍AC800F系统在海螺的成功应用。

2. DCS系统控制网络系统网络分为现场控制层和中央监控层两层网络。

第一层为现场控制层，ABB S800 远程I/O采用Profibus DP通信标准与AC800F控制器进行通信，通讯速率高达12MB/s，距离远达1200米，根据项目要求，有些站距离比较远，采用光纤作为传输介质；在现场采用了部分现场总线仪表，采用ProfiBus PA通信标准与AC800F 控制器进行通信。

第二层为中央监控层，实现各控制器之间及与操作员站、工程师站的通信，采用基于TCP/IP协议的工业以太网。

由于水泥行业的特点，控制器及操作员站位置分散，且距离较远，现场干扰较大，所以通信网络采用了冗余光纤环网结构。

采用赫斯曼导轨安装型光纤集线器通信模件，该集线器提供双冗余供电，双路光纤接口，可以将光缆接成环形，通信模件内置冗余管理功能，当环路任何一处出现故障可以在30ms内自动切换到另外一条备用线路上，同时可以诊测到故障发生位置。

3. DCS过程控制站3.1 DCS控制站特点描述过程控制级包括多个ControlIT控制站，完成各种控制功能，ControlIT控制站由AC800F现场总线型控制器和下挂的S800分布式智能I/O 站组成。

《计算机硬件技术基础(第三版)》第3章 32位微处理器

《计算机硬件技术基础(第三版)》第3章 32位微处理器

计算机硬件技术基础
（１）总线接口部件 总线接口部件与片内Cache外部总线接口实行的是逻辑接口连接。当访问 Cache出现没命中、或需更改系统存储器内容、或需向Cache写入某些信 息时，就要通过总线接口从外部存储器系统中取出一批数据。 （２）预取缓冲部件 预取缓冲部件 取指令是指从高速缓冲存储器Cache内或从内存储器中取出指令代码， 以备译码之用的操作。 （３）指令译码部件 指令译码部件 译码操作， 一是检查一条指令的格式， 二是确定它是哪种类型操作的指令，并给出这条指令所需的操作数。 （４）控制部件 控制部件 Pentium微处理器控制部件的作用是，负责解释来自指令译码部件的 指令字和控制ROM的微代码。控制部件的输出控制着整数流水线部件和 浮点部件。 （5）执行部件 执行部件 是微处理器用于执行指令所规定的具体操作的CPU的核心硬件部分。 这些非常具体的操作是指诸如数值运算、逻辑操作以及分支转移处理等。
为了支持在Pentium内采用的分支转移预测新技术，芯片内装备有两个 预取缓冲存储器，一个是以线性方式来预取代码，另一个则是根据分支转 移目标缓冲器（BTB）预取代码。这样就可以保证在执行之前将所需用的 指令从存储器预取出来。 由于Pentium采用了这项技术，可以在无延迟的情况下正确地预测各 种转移。另外，V流水线中的条件转移指令可以与一条比较类指令成对执 行，当然也可以与U流水线中的置标志指令配合执行。但Pentium作到了 与现有软件是完全兼容，所以不必修改现有软件。
计算机硬件技术基础
3．1 ．
CISC和RISC 和
1 复杂指令系统计算机 复杂指令系统计算机—CISC 每一种微处理器的CPU都有属于它自己的指令系统。 CPU正是通过执行一系列的特定的指令来实现应用程序 的某种功能。像Intel x86系列，为了增加新的功能， 就必须增加新的指令；另一方面，为了保持向上兼容， 又必须保留原有的指令。每条指令又有若干个不同的操 作字段，用来说明要操作的数据类型，以及存放的位置。 这就意味着一个较大的指令系统和复杂的寻址技术。以 这样的微处理器为平台的计算机系统就是“复杂指令系 统计算机”(CISC)。 CISC也有许多优点，如指令经编译后生成的指令程 序较小执行起来较快，节省硬件资源。像存取指令的次 数少，占用较少的存储器等。
INTEL全族图谱32位元处理器432 860 960

INTEL全族图谱32位元处理器432 860 960

32 位元处理器: 非x86 微处理器iAPX 432推出于1981年1月1日为Intel 第一个32 位元微处理器，Object/capability 架构Microcoded 操作系统primitives，1 TB 虚拟可寻址空间，硬件支援容错，两个芯片的一般资料处理器，包含43201 和43202 、43203 界面处理器(IP) 与I/O 子系统互动，43204 总线界面单元(BIU) 简化了建造多重处理器系统，43205 内存控制单元(MCU)，架构和执行单元内部的资料线路是32 位元。

时脉速度: 5 MHz 7 MHz 8 MHzi960 或80960推出于1988年4月5日，类似RISC 的32 位元架构，主要地使用在嵌入式系统Evolved from the capability 处理器developed for the BiiN joint venture with Siemens很多的变形，由末两位字母可以辨识。

960CA -42G2866960CA -A80960CA-25960CA-A80960CA-33960CA-KU80960CA-16960CA-KU80960CA-25960CF-A80960CF-25960CF-KU80960CF-33960FC80960HD66960A80960KA-22960GC80960RN-100960GC80960RS-100960N80960SA16960N80960SA-16960N80960SA20960GC80960RD66960N80960SB16i860 或 80860推出于 1989年 2月27，Intel 的第一个 超标量处理器，RISC 32/64 位元 架构, 管线的特性对于程式设计师而言非常显而易见，使用于 Intel Paragon 巨型平行超级电脑。

A80860XP-50。

ABB Freelance 800F分布式控制系统 说明书

ABB Freelance 800F分布式控制系统 说明书

Freelance 800F分布式控制系统系统描述术语表过程站：这个术语用于描述AC800F控制器（现场控制器）和机架式控制器。

一个过程站可以设计成冗余配置和非冗余配置。

AC800F：这个术语用于描述AC800F现场控制器这种类型的过程站。

一个冗余的过程站包含了2个AC800F控制器。

机架式过程站：这个术语用于描述机架式类型的过程站。

一个冗余的过程站包含2个机架式CPU。

控制器：这个术语用于描述一个单独的，非冗余的过程站。

目录Freelance 800F：灵活的的过程控制系统页 4系统结构页 6过程级自动化：控制器页 8过程级自动化：远程I/O 页 12过程级自动化：现场设备页 13过程级自动化：Freelance机架式I/O 页 14系统通信页 16操作员级DigiVis软件页 18 Control Builder F组态和调试软件页 28工程与服务页 40 Freelance 800F系统数据页 42ABB4在现代自动化系统投资中，由于硬件设备部分只占用整个系统中较少的成本，则编写工程应用软件的成本就变得越来越重要。

通常来讲，一个自动化项目的工程应用软件费用约占到了整个项目的50%左右，这不难看出，成本结构的迁移给用户创造了优化项目投资的机会，所以，必须从工程编程一开始就要考虑降低费用！这就是我们开发Freelance 800F 系统的目的：保持硬件价格与那些可编程逻辑控制器一致的情况下，通过减少用户工程费用来提高成本效率。

Freelance 800F 过程控制系统如何帮助用户减少工程费用？通过使用一个完整的工程工具（Control Builder F ）来配置组态整个控制系统，包括自动化功能、操作员界面显示和记录，以及组态现场总线设备（PROFIBUS ，FOUNDATION Fieldbus ，HART 等等）和设备参数设定。

在过程控制站和操作员站之间自动生成全局的数据通信。

对于现场设备、过程控制站和操作员站，整个控•••制系统采用了一个统一的全局数据库，从而降低了建立数据通信及交互访问的成本和时间投资，并保证整个系统范围内数据的一致性。

基于32位Intel CPU的反汇编引擎设计与实现

基于32位Intel CPU的反汇编引擎设计与实现

（． １河南 大学 软 件 学 院 ， 南 开封 ４ ５ ０ ；． 南 大学 计 算机 与信 息工 程 学院 ， 南 开封 ４ ５ ０ ） 河 ７ ０ １２河 河 ７ ０ １
摘 要 ： 过 对 Ｉｔｌ Ａ ３ 通 ｎｅ 一 ２机 器 指 令 与 中 断 调 试 机 制 等 技 术 的 研 究 ． 用 动 态 反 汇 编 技 术 ． 计 了基 于 ３ Ｉ 采 设 ２位 Ｉｔ ｎｅ ｌ
Ｉｔｌ 编 有 着 固 定 的 格 式 ：ａ ｅ： ｅ ｏ ｉ ｏ ｅａ ｄ 、ｐｒｎ ２ ｎｅ 汇 Ｌ ｂ ｌｍｎ ｍ ｎｃ ｐ ｒｎ ｌ ｏ ｅａｄ 、
ｏｅ ｎ３ 其中： ）ｂｌ为一条指令 的开始 ， ｐｒ ｄ 。 ａ （ ｌ ｅ： ￣ａ 代表该条指令在内
存 中的起 始位 置 ； ｍ ｅ ｏｉ： ＠ ｎｍ ｎ 为助 记 符 ， 示机器 码 代 表的操 ｃ 表
用于 Ｗｉｄ ｗ 系统 ， Ａ ＆Ｔ则 用于 Ｕ ｉ ｎｏｓ 而 Ｔ ｎｘ和类 Ｕ ｉ ｎｘ系统 。 中 其
１ 反 汇 编 引擎 概 述
反 汇 编 引 擎 主 要 功 能 是 将 可 执 行 的 文 件 中 的 二 进 制 机 器 指 令 经 过 分 析 转 变 为 汇 编 程 序 。 分 析 转 变 的 依 据 是 机 器 指 令 其
１ ． 反 汇 编 引 擎 架 构 ３
格式 ， 是机 器代 码 和汇 编语 言格 式之 间 的桥梁 。不 同类 型 的 也
Ｃ Ｕ 的 指 令 格 式 是 不 同 的 ，本 文 主 要 探 讨 的 为 常 用 的 Ｉｔ 系 Ｐ ｎｅ ｌ 列 兼 容 Ｃ Ｕ机 器 指 令 格 式 ． 以 此 为 基 石 设 计 和 开 发 反 汇 编 引 Ｐ 擎。 １１ 机 器 指 令 ． Ｉｔｌ 器 指 令 一 般 分 为 Ｉｔｌ ４和 Ｉ ３ 分 别 是 ６ ｎｅ 机 ｎｅ ６ Ａ一 ２， ４位 指 令和 ３ ２位 指 令 ． 文 仅 讨 论 ３ 本 ２位 指 令 的 情 况 ， 其 中 的 很 多 但
32位RISC中存储管理单元的设计

32位RISC中存储管理单元的设计


第 22 卷
图 1 M M U 地址转换类型 注: M SR( M achine St ate Reg ister )
D SI ( Dat a Stor ag e Interr upt ) I SI ( Instr uction Sto rag e Inter rupt)
图 2 是页地址转换的地址变换流程, 表明了从 有效地址到物理地址产生的过程, 在段寄存器中, 除 了转换所需要的段描述符之外, 还有一些相应的标 志信息, 用于进行异常检测与处理。
西北工业大学航空微电子中心针对机载处理器
的需求, 设计了一 个 32 位 超标量 RISC 微 处理器 A RS03, 该处理器与 P ow erPC603E[ 2, 3] 在指令系统 级兼容。支持 IEEE-754 浮点 标准, 有片上的指令 Cache 和数据 Cache。目前已完成后端设计, 年内完 成芯片的测试和系统验证。
块保护冲突
块保护发现冲突
第3期
李 瑛 等: 32 位 R ISC 中存储管理单元的设计
页保护冲突
页保护发现冲突
No -ex ecut e 保护冲突 当 SR [ N ] = 1 时取指
Dir ect -sto re 取指
当 SR [ T ] = 1 时取指
Dir ect -sto re 数据访问 当 SR [ T ] = 1 时存取数据
32 位 ARS03 微处理器, 具有 32 位地址总线, 寻址能力达 232( 4G ) 物理存储 器空间, 其中每页的 大小为 4 k 字节, 每段的大小为 256 M 字节。另外, 32 位 ARS03 微处理器的 MM U 使用一个中间虚拟 地址( 52 位) 和哈希分布函数来产生页表的 32 位物 理地址。ARS03 微处理器还有块地址转换机制来映 射存储器的较大的块。块的大小范围是从 128 k 字 节到 256 M 字节, 是由软件编程控制的。
基于RISC-V参数化超标量处理器的优化设计

基于RISC-V参数化超标量处理器的优化设计

基于RISC-V参数化超标量处理器的优化设计
刘有耀;潘宇晨
【期刊名称】《计算机工程与应用》
【年(卷),期】2022(58)5
【摘要】为解决嵌入式领域对处理器不同性能面积的需求,以及对重排序缓冲区阻塞,保留站派遣长短周期指令时导致的吞吐率不平衡及堵塞问题,设计并优化了一种简便配置的参数化流水线超标量处理器。

通过定制化流水线中的分支预测,缓存与运算单元,将RISC-V指令划分5大类处理,对不同周期的执行单元采用级联与并行的混合分布方式,将充当排序缓存中的指令再派遣,达到指令暂存和分类执行的目的,使一条不定周期指令可以携带多条单周期指令提交。

缓存之间以直连方式进行通信,以避免复杂的公共数据总线以降低时序损耗。

实验结果表明,该处理器可以通过配置达到IPC为0.746~1.476之间的性能,平均比同类型处理器IPC提升132.4%。

【总页数】9页(P66-74)
【作者】刘有耀;潘宇晨
【作者单位】西安邮电大学电子工程学院
【正文语种】中文
【中图分类】TP332
【相关文献】
1.基于 MIPS 指令集的超标量和超长指令字混合架构处理器设计
2.基于32位超标量处理器的保留站设计
3.基于RISC-V指令集的超标量处理器设计
4.DMR:兼容
RISC-V架构的乱序超标量通用处理器核5.32位RISC-V处理器中乘法器的优化设计
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基于FPGA的32位整数微处理器的设计与实现

基于FPGA的32位整数微处理器的设计与实现

基于FPGA的32位整数微处理器的设计与实现冯海涛;王永纲;石江涛;颜天信;王砚方【期刊名称】《小型微型计算机系统》【年(卷),期】2005(26)6【摘要】CPU"软核"可以根据实际应用需要进行剪裁,因而CPU软核设计是SoC 设计实现的重要部分.在FPGA内部设计和调试完全嵌入式的整数微处理器软核,不仅涉及到通常CPU必需的算术逻辑累加器、寄存器堆、指令缓冲、跳转计数、指令集及指令编译等方面的设计实现,还要针对FPGA内部的结构特点对设计进行分析优化,例如流水线结构的选择、关键路径延迟的折衷平衡以及整体调试等.在Virtex1000FG680-4FPGA上设计实现的32位RISC整数微处理器,运行时钟频率可达30MHz,实现150条指令,占用FPGA逻辑资源7%.【总页数】5页(P1113-1117)【作者】冯海涛;王永纲;石江涛;颜天信;王砚方【作者单位】中国科学技术大学,近代物理系,安徽,合肥,230027;中国科学技术大学,近代物理系,安徽,合肥,230027;中国科学技术大学,近代物理系,安徽,合肥,230027;中国科学技术大学,近代物理系,安徽,合肥,230027;中国科学技术大学,近代物理系,安徽,合肥,230027【正文语种】中文【中图分类】TP368.1;TP302.2【相关文献】1.基于FPGA的32位RISC微处理器设计 [J], 刘览;郑步生;施慧彬2.基于FPGA的32位ALU的设计与实现 [J], 孔哲;王伟3.32位RISC微处理器FPGA验证平台设计与实现 [J], 于海;樊晓桠;张盛兵4.基于32位微处理器的液晶显示系统设计与实现 [J], 杜清珍;马超;梁兆宽5.基于FPGA的32位微处理器设计 [J], 归发弟因版权原因，仅展示原文概要，查看原文内容请购买。

第 2 章 IA-32结构微处理器

第 2 章 IA-32结构微处理器


Intel 80486微处理器基础结构等同于Intel 80386微处理器，它们在寄存器组、寻址方式、 存储器管理特征、数据类型方面都完全相同。 为了进一步提高微处理器的执行性能，在内部 结构上，对80486微处理器进行了一些改进，使 80486的性能更高。 80486微处理器从功能结构来说，已经形成了 IA-32结构微处理器的基础。后续的处理器往往是 在指令的流水线结构上，在Cache上以及在指令 扩展上有了新的发展。较新的IA-32微处理器的功 能结构如图2-6所示。
Intel 8086微处理器有16位寄存器和16 位外部数据总线，具有20位地址总线，寻 址1MB地址空间。 8086引进段到IA-32结构。关于段，有 16位的段寄存器，它包含最大为64KB的内 存段的指针。一次用四个段寄存器， 8086/8088微处理器能寻址256KB而不需要 在段之间切换。用段寄存器指针和附加的 16位指针能形成20位地址提供总共是1MB 的地址范围。
2.2.3 Intel 80486微处理器的功能结 构
Intel 80486微处理器是功能上的另一次 飞跃，它把Intel 80386微处理器、Intel 80x87 FPU和片上的Cache集成在一起，从 功能上形成了IA-32微处理器结构，也就是 IA-32微处理器的功能结构，如图2-5所示。
2.3 IA-32结构微处理器的执行环境
本节描述汇编语言程序员看到的IA-32结 构微处理器的执境包括内存（地址空间）、通用数据 寄存器、段寄存器、标志寄存器和指令指 针寄存器等。
2.3.1 操作模式
IA-32结构微处理器支持三种操作模式： 保护 模式、实地址模式和系统管理模式。操作模式确 定哪些指令和结构特性是可以访问的。 (1) 保护模式。这是处理器的基本模式。在这种模 式中，所有的指令和结构特性是可用的，提供最 高的功能和性能。对于所有的操作系统和新的应 用程序建议采用此模式。在多任务环境的保护模 式下，每一个任务都可以执行“实地址方式下的 8086指令”，这就是虚拟8086方式。
基于32位IntelCPU的反汇编引擎设计与实现_图文.

基于32位IntelCPU的反汇编引擎设计与实现_图文.

第9卷第7期 2010年7月软件导刊Software GuideV01.9No.7 Jul.2010基于32位I ntel CPU的反汇编引擎设计与实现闫培宁1,张戈2,谢状平2(1.河南大学软件学院,河南开封475001;2.河南大学计算机与信.g-工程学院,河南开封475001摘要:通过对Intel IA一32机器指令与中断调试机制等技术的研究,采用动态反汇编技术,设计了基于32位Intel 系列CPU的反汇编引擎.并在此基础上开发动态调试器,以实现应用程序的反汇编与动态调试功能。

关键词:反汇编;动态调试;机器指令;汇编语言中图分类号:TP312文献标识码:A 文章编号:1672—7800(201007-0069-03O 引言反汇编技术在程序优化、数据解密、软件汉化、逆向软件工程和汇编语言教学等领域发挥着重要的作用。

主要是将编译、封装后的应用程序反汇编成为汇编语言代码。

供开发研究人员进行分析优化等。

基于主流的操作系统为32位,且Intel系列及其兼容CPU应用广泛的现状.笔者根据高校在教学科研工作中的实际需要。

采用动态反汇编技术设计了基于32位Intel 系列CPU的反汇编引擎。

并应用此反汇编引擎开发了动态调试器,实现了应用程序的反汇编与动态调试功能.在实际应用和教学过程中起到了良好的作用。

1反汇编引擎概述反汇编引擎主要功能是将可执行的文件中的二进制机器指令经过分析转变为汇编程序。

其分析转变的依据是机器指令格式,也是机器代码和汇编语言格式之间的桥梁。

不同类型的 CPU的指令格式是不同的.本文主要探讨的为常用的Intel系列兼容CPU机器指令格式。

以此为基石设计和开发反汇编引擎。

1.1机器指令Intel机器指令一般分为Intel 64和IA一32,分别是64位指令和32位指令.本文仅讨论32位指令的情况,但其中的很多内容对于intel 64也是同样适用的。

Intel 64及IA一32机器指令格式如图1所示。

基于32位超标量处理器的保留站设计

【 关键 词 】保 留站 ；Ａ Ｌ Ｕ；超标 量 ； 多发 射 【 中 图 分 类 号 】Ｔ Ｐ ３ ｌ １ 【 文 献 标 识 码 】Ａ 【 文 章 编号 】 １ ０ ０ ８ ． １ １ ５ １ （ ２ ０ １ ３ ） １ １ － ０ ０ ０ ３ ． ０ ２
Ｒｅ ｓ ｅ ｒ ｖａ ｔ ｉ ｏ ｎ ｓ ｔ ａ ｔ ｉ ｏ ｎ ｄ ｅ ｓ ｉ ｇ ｎ ｂａ ｓ ｅ ｄ ｏ ｎ ３ ２ ｂｉ ｔ ｓ ｓ ｕ ｐｅ ｒ ｓ ｃ ａ ｌ ａ ｒ ｐｒ ｏ ｃ ｅ ｓ ｓ ｏ ｒ ｓ
翟召岳
（ 同济 大学 电子 与信 息工程 学院 ，上海 ２ ０ １ ８ ０ ４）
【 摘 要 】该保留站根据超标量处理器 中寄存器重命 名的原理，将从数据寄存器或 ＡＬ Ｕ 单元送来的数据临时存储在 保 留站

的数据位 ， ３两个数据位的数据都准备好 － ＂ 时 ，则发射存储在保 留站 中的指令给 Ａ Ｌ Ｕ单元进行运算 。文章的设计 中，增加 了从
ｂ ｅ ｆ ｏ ｒ ｅ ｔ ｈ ｅ ｎ ｅ ｘ ｔ ｃ ｌ ｏ ｃ ｋ ｃ ｙ ｃ ｌ ｅ ． Ｃ ｏ ｍｐ ａ ｒ ｅ ｄ ｔ ｏ ｒ ｅ ａ ｄ ｄ ａ ｔ ａ ｆ ｒ ｏ ｍ ｈｅ ｔ ｒ ｅ ｏ ｒ ｄ ｅ ｉ ｒ ｎ ｇ ｂ ｕ ｆ ｅ ｒ（ ＲＯ Ｂ ） ， ｔ ｉｓ ｈ ｗｉ ｌ ｌ ｒ ｅ ｄ ｕ ｃ ｅ ｔ ｈ ｅ ｔ ｉ ｍｅ ｈａ ｔ ｔ ｒ ｅ ｓ ｅ ｖａ ｒ ｔ ｉ ｏ ｎ ｓ ｔ ａ ｔ ｉ ｏ ｎ
总第 １ ５卷 １ ７ １期
２ ０ １ ３ 年１ １ 月
大 众 科 技
Ｐ ｏ ｐ ｕ ｌ ａ ｒ Ｓｃ ｉ ｅｎ ｃ ｅ＆ Ｔ ｅｃ ｈ ｎ ｏ ｌ ｏ ｇ ｙ
Ｖ０ Ｉ ． １ ５ ＮＯ． １１ Ｎｏ ｖ ｅ ｍｂ ｅ ｒ ２ ０１ ３

(mpc83xx中文翻译,绝对难找)powerpc 第7章 e300处理器内核概述

（mpc83xx中文翻译，绝对难找）powerpc 第7章 e300处理器内核概述第七章 e300处理器核概述本章概述由原始MPC603e PowerPC微处理器设计派生出的嵌入式e300处理器核的特性。

e300核是PowerPC微处理器系列的一个实现。

在整个文档中，交替使用术语‘e300 核’、‘核’和‘处理器’。

在描述实现特定（implementation-specific）的特性时使用术语e300c1，而在描述属于该处理器系列的特性时使用术语e300。

MPC8349E使用e300c1核。

7.1 概述本节介绍e300核的详细信息，提供显示其主要功能单元的结构图（见e300 PowerPC核参考手册的字节序模式和字节顺序一章），并简要介绍这些单元是如何交互的。

说明e300核与源自MPC603e处理器的先前PowerPC实现的所有不同之处。

更多信息请参见e300 PowerPC核参考手册。

e300核是该精简指令集计算（RISC）微处理器系列中的一个低功耗实现。

该核实现了PowerPC系统结构的32位部分，该部分定义了32位有效地址，8、16和32位整型数据类型，以及32和64位浮点数据类型。

e300核是一个超标量处理器，它每个时钟可以发出和撤回多达3条指令。

指令可以不按程序顺序执行，以提高性能，但该核使指令的执行看起来象顺序执行一样。

e300c1核集成了5个执行单元：整数单元（IU integer unit）、浮点数单元（FPU floating-point unit）、转移处理单元（BPU branch processingunit）、取/存单元（LSU load/store unit）和系统寄存器单元（SRU system register unit）。

并行执行5条指令的能力和具有快速执行时间的简单指令的使用使基于e300核的系统具有很高的效率和吞吐率。

绝大多数整型指令在一个时钟周期内执行完成。

32位RISC中存储管理单元的设计

32位RISC中存储管理单元的设计李瑛;高德远;张盛兵;樊晓桠【期刊名称】《西北工业大学学报》【年(卷),期】2004(022)003【摘要】多任务处理要求在处理器中集成片上的存储管理单元(MMU),支持虚拟存储管理,通过硬件MMU把虚地址转换成物理地址.提出了32位超标量RISC微处理器的MMU体系结构,论述了逻辑地址到物理地址转换的3种机制以及相应的存储保护和异常处理;着重讨论TLB(Translation Lookaside Buffer)的设计原则,并对其3种设计结构进行分析比较,优化了TLB的组织结构;给出了MMU的组成、数据通路、控制通路,解决了速度瓶颈,满足了芯片的设计要求.整个芯片用TSMC 0.25 μm工艺实现,芯片面积为5 mm×5 mm,主频为66 MHz.【总页数】5页(P365-369)【作者】李瑛;高德远;张盛兵;樊晓桠【作者单位】西北工业大学,航空微电子中心,陕西,西安,710072;西北工业大学,航空微电子中心,陕西,西安,710072;西北工业大学,航空微电子中心,陕西,西安,710072;西北工业大学,航空微电子中心,陕西,西安,710072【正文语种】中文【中图分类】TP303【相关文献】1.32位RISC处理器中系统控制协处理器的设计与实现 [J], 李奕磊;李东生;李军强2.32位微处理器中存储管理单元的全定制设计 [J], 张志峰3.SPARC V8处理器中存储管理单元的设计 [J], 肖建青;李红桥;张洵颖;龚龙庆4.瑞萨科技发布用于车辆变频控制的带有256B片上快闪存储器的SH7147F 32位RISC微控制器 [J],5.32位RISC处理器中可配置乘法器的设计 [J], 李云;张盛兵因版权原因，仅展示原文概要，查看原文内容请购买。

一种32位双核微处理器的设计与监控

一种32位双核微处理器的设计与监控章鸣嬛;叶有祥【期刊名称】《微计算机信息》【年(卷),期】2012(000)010【摘要】This paper achieves a 32 dual-core microprocessor system, namely the "ARM CPU" which using the experimental platform ARM9 and "experimental CPU" using pragrammable resource FPGA respectively. We have study on this system about its working mode and system structure, monitoring the working state of "experimental CPU" through "ARM CPU",using serial interface to send the instructions to complete the single-step or continuous operation, and to complete stop operation; transfering the instruction file and modifying memory etc. The results show, as the system has a faster system clock, it can complete a instruction cycle approxi- mately only 0.01 seconds;have high workin~ efficiency, and can have a real-time rabid treatment on si~,nal inducin~ from nutside.%论文实现了一个32位的双核微处理器系统，分别为ARM9实验平台上的32位“ARMCPU”和利用FPGA资源实现的32位“实验CPU”．并对该双核系统的工作方式及体系结构进行了研究。

基于32位Intel CPU的反汇编引擎设计与实现

基于32位Intel CPU的反汇编引擎设计与实现
闫培宁;张戈;谢状平
【期刊名称】《软件导刊》
【年(卷),期】2010(000)007
【摘要】通过对Intel IA-32机器指令与中断调试机制等技术的研究,采用动态反汇编技术,设计了基于32位Intel系列CPU的反汇编引擎,并在此基础上开发动态调试器,以实现应用程序的反汇编与动态调试功能。

【总页数】3页(P69-71)
【作者】闫培宁;张戈;谢状平
【作者单位】
【正文语种】中文
【中图分类】TP312
【相关文献】
1.32位嵌入式CPU中系统控制协处理器的设计与实现 [J], 金钊
2.32位高性能嵌入式CPU中Load Aligner 模块的设计与实现 [J], 张书;王颖;林正浩
3.基于32位Intel CPU的反汇编引擎设计与实现 [J], 闫培宁;张戈;谢状平
4.基于VB引擎反汇编技术的软件破解方法及防范策略 [J], 周显春
5.专用于Intel PXA210和PXA250微处理器的更小巧、完备的电源管理IC—为基于Intel XScale^TM微架构的CPU提供完备的电源方案 [J],
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need to get the data. Keywords: reservation station; ALU; superscalar
1 引言
在多发射处理器中，为了提高对后续指令的处理速度， 引入了保留站，保留站将起到暂存数据的作用，当数据准备 好时则发送至下一级的 ALU 单元。本文设计了一种保留站， 在该保留站中增加了从 ALU 单元接受数据的结构，可以判断 所需的数据是否从 ALU 单元中送来。该保留站使用 Verilog HDL 进行了 RTL 级的描述，并用 ModelSim 进行了仿真，通过 Xilinx ISE 的综合工具来看，速度最高可达 203.603MHz。考 虑到采用的 XXX 模型以及 FPGA 仿真版中 LUT 单元数量对布局 布线的限制，则实际速度应会更快。
3.1 数据第一次进入该保留站 （1）保存指令操作数与立即数。 （2）对于 rs 操作数，无论指令是 I-type 还是 R-type， 都需要存储 rs 的数据，因此仅增加对于 rs 数据来源的判断： 判断所保存的数据是来自 alu 还是来自上一级 IR_decode 发 来的数据。 （3）对于 rt 操作数，若指令为 I-type 指令，判断是否 是 store word 指令，如果是，对于 rt 操作数的处理与 R-type 一 样 ， 判 断 所 保 存 的 数 据 是 来 自 alu 还 是 来 自 上 一 级
指令被读入并发射进入保留站的过程如下： （1）两条指令从存储器中被读入。 （2）指令将进入检测端，在检测端进行 RAW、WAR 和 WAW 的数据相关性检测，并根据是否有寄存器调用的冲突来决定 是否进行寄存器重命名。对于 RAW 的相关，只能等待写操作 的完成，而对于 WAR 与 WAW 的数据相关，则可进行寄存器重 命名，以此来避免数据相关。 （3）将重命名之后的指令送入保留站。
4 实验装置功能特点
（1）函数信号通过电流放大器对功率放大，形成足够的 磁场驱动电流，利用线圈进行电流到磁场的变换，从而获得 对应于各种信号波形的磁场模式。利用标准磁场计定标校准 后，实现对霍尔传感器进行各种形态磁场下的探测实验和研 究。
2 寄存器重命名原理在保留站中的应用
在多发射处理器中，为发挥其指令执行的并行性的优势， 应在一个时钟周期中尽可能的发射多条指令。为实现指令的 多发射，需要在指令的发射阶段检测发射的多条指令是否有 数据相关产生。如有 WAR(读后写)或 WAW(写后写)的数据相关 产生，则可用寄存器重命名的方法解决[1]。在本文中，将就双 发射处理器中发射阶段中寄存器重命名技术及发射端的硬件
实现进行探讨。 双发射处理器即每个时钟周期发射两条指令。本文设计
的双发射处理器采用 tomasulo 算法与重排序缓存(ROB)， tomasulo 算法相比记分牌算法具有两个优势：（1）指令不会 因为 WAR 或 WAW 的数据相关而产生停顿；（2）由于保留站采 用分布式，相对于记分牌的集中式，运算单元计算的数据可以同 时送至各保留站。Tomasulo 算法中的保留站格式如表 1[2]：
3 保留站设计的实现
在本文作者所设计的处理器中，保留站格式采用了 Tomasulo 算法的保留站格式。由于 J-tpye 指令在 pc 模块中 进行处理，因此该保留站针对 R-type 与 I-type 两种类型指 令进行处理。对于保留站的设计主要考虑两种情况，再从该 两种情况中扩展开来，两种情况中的特殊情况如下所示：
总第 15 卷 171 期 2013 年 11 月
大众科技 Popular Science & Technology
Vol.15 No.11 November 2013
基于 32 位超标量处理器的保留站设计
翟召岳
（同济大学电子与信息工程学院，上海 201804）
【摘 要】该保留站根据超标量处理器中寄存器重命名的原理, 将从数据寄存器或 ALU 单元送来的数据临时存储在保留站
表 1 保留站格式
Op
Qj
Qk
Vj
Vk操作码；Qj 与 Qk 表示产生源操作数的保留 站，若为 0，则说明源操作数在 Vj 或 Vk 中已准备好；Vj 与 Vk 表示源操作数的值或保存偏移量字段；A 为计算 load 指令 和 store 指令的存储器地址保存信息；Busy 表示保留站及其 相关功能单元已被占用。在本设计中，所有指令将沿用该结 构，对于写数据(sw)这条指令，由于其操作数与执行的特殊 性将会在沿用该结构的基础上做适当改进。
的数据位，当两个数据位的数据都准备好时，则发射存储在保留站中的指令给 ALU 单元进行运算。文章的设计中，增加了从
ALU 单元接受数据的结构，使保留站可以判断数据的来源，以及是否使用 ALU 单元送来的数据。当 ALU 单元运算完成时，数
据可以在下一个时钟周期前送至对应的保留站。与从重排序缓存（ROB）中读取数据相比较，这将减少保留站获取数据的时间。
假设顺序读入的两条新指令分别为 IR0 与 IR1，则(2) 中数据相关性的检测策略如下：
RAW： （1）检测 IR0 [dst]与 IR1[src0]或 IR1[src1]的值是否 一样，如一样则重命名 IR1[src0]或 IR1[src1]，使 IR1[src0] 或 IR1[src1]的值指向产生 IR0[dst]结果的 ALU 序号， IR0[dst]保存于 ROB 中。 （2）将 IR0[src0]和 IR0[src1]与寄存器文件中的 Qi 字 段进行比较，检查 Qi 字段是否有内容。如：IR0[src0]为 1， 则检测寄存器 R1 中 Qi 是否为 0（0 表示无效），若为 0，则说 明不存在 RAW 的数据冒险；若不为 0，则表示 R1 的值来自于 Qi 字段所指向的保留站的指令运行结果，即 IR0[src0]=R1.Qi （R1.Qi 表示 R1 中 Q i 的值） WAR 与 WAW： 为避免 IR_0[dst]与各保留站中的 Psrc_0 或 Psrc_1 相 同，或为避免 IR0[dst]所对应寄存器中的 Qi 字段有效，则所 有目的寄存器 dst 全部重命名。 对于 WAR，因为操作数的数值保存于保留站中，或者操作 数的数值指向某一保留站的运算结果，则操作数的获取可以 独立于写操作，从而避免了 WAR。 对于 WAW，则在重命名完成之后更新对应的寄存器的 Qi 字段。
IR_decode 发来的数据；如果不是，对于 rt 操作数直接赋 0， 即使 rt 操作数处于已准备好的状态。
（4）保留站 busy 位置 1。 3.2 保留站已完成初次的数据存储，在等待 ALU 中送来 的数据 （1）对于操作数与立即数保持不变。 （2）对于 rs 或 rt 操作数，如果与 ALU 送来的数据相匹 配，则将 rs 或 rt 操作数置 0，保存 rs 或 rt 操作数对应的数 据，否则，如果不匹配，则继续等待。 （3）对于保留站 busy 标志位，当 rs 与 rt 操作数都为 0， 则发射保留站中的指令与数据，busy 位置 0，否则保持置 1。 在该保留站的设计中，共有 7 个标志信号，分别是 sw_en， reg_data0/1_ROB_ID_match，RS_ID_send_en， reg_data0/1_ROB_ID_ match_first_write，其中 sw_en 是 store word 指令的使能信号， reg_data0/1_ROB_ID_match 表示在上述情况 2 中 alu 送来的 数据与需求的数据 ID 是否相匹配，reg_ data0/1_ROB_ID_ match_ first_write 表示在上述情况 1 中 alu 送来的数据与 需求的数据 ID 是否相匹配，RS_ID_send_en 表示该保留站发 射指令的使能信号。 在该设计中，如果在第一次写入数据时，rs 与 rt 操作数 的数据没有准备好，则存在一种可能，即指令发送到保留站 时，所需要的数据刚好由 alu 运算完成，而如果在情况 2 中 再存储之前从 alu 中送来的数据，若 alu 刷新，则数据会丢 失。因此在该设计中考虑到这一点，对保留站的结构进行了 改进，在情况 1 时，增加了一个对 rs 与 rt 操作数来源的判 断信号，该信号作为 select 信号控制 mux 来选择数据是来自 alu 还是来自上一级 IR_decode 发来的数据，相关电路结构如 图 1 所示，reg_data0/1_ROB_ID_match_first_write 是比较 器的输出信号，为图中的 select 信号。
【关键词】保留站；ALU；超标量；多发射
【中图分类号】TP311
【文献标识码】A
【文章编号】1008-1151(2013)11-0003-02
Reservation station design based on 32 bits superscalar processors
Abstract: The reservation station will temporarily store the data sent by data register or the ALU unit according to superscalar processor register renaming principle. When the data in two data bits is ready, the instructions stored in reservation station will be sent to ALU unit to calculate. In this design, a structure is added to receive data from ALU unit. It can judge the source of the data and whether the data sent by ALU unit will be used. When the ALU unit operation is complete, the data can be sent to corresponding reservation station before the next clock cycle. Compared to read data from the reordering buffer (ROB), this will reduce the time that reservation station