循环展开及指令调度.docx
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循环展开及指令调度
实验项目
名称
循环展开及指令调度
实验
目的及要求
1.加深对循环级并行性、指令调度技术、循环展开技术以及寄存器换名技术的理解；
2.熟悉用指令调度技术来解决流水线中的数据相关的方法；
3.了解循环展开、指令调度等技术对CPU性能的改进。
实验
内容
1．用指令调度技术解决流水线中的结构相关与数据相关
（1）用MIPS汇编语言编写代码文件*.s，程序中应包括数据相关与结构相关（假设：
加法﹑乘法﹑除法部件各有2个，延迟时间都是3个时钟周期）
（2）通过Configuration菜单中的“Floatingpointstages”选项，把加法﹑乘法﹑除法部件的个数设置为2个，把延迟都设置为3个时钟周期；
（3）用winMIPS64运行程序。
记录程序执行过程中各种相关发生的次数、发生相关的指令组合，以及程序执行的总时钟周期数；
（4）采用指令调度技术对程序进行指令调度，消除相关；
（5）用winMIPS64运行调度后的程序，观察程序在流水线中的执行情况，记录程序执行的总时钟周期数；
（6）根据记录结果，比较调度前和调度后的性能。
论述指令调度对于提高CPU性能的意义。
2.用循环展开、寄存器换名以及指令调度提高性能
（1）用MIPS汇编语言编写代码文件*.s，程序中包含一个循环次数为4的整数倍的简单循环；
（2）用winMIPS64运行该程序。
记录执行过程中各种相关发生的次数以及程序执行的总时钟周期数；
（3）将循环展开3次，将4个循环体组成的代码代替原来的循环体，并对程序做相应的修改。
然后对新的循环体进行寄存器换名和指令调度；
（4）用winMIPS64运行修改后的程序，记录执行过程中各种相关发生的次数以及程序执行的总时钟周期数；
（5）根据记录结果，比较循环展开、指令调度前后的性能。
实验步骤
1．用指令调度技术解决流水线中的结构相关与数据相关
1） 代 码：
divf f2,f5,f6
divf f1,f2,f6
divf f3,f1,f5
divf f0,f4,f7
addf f14,f0,f6
addf f15,f5,f7
multf f20,f4,f6
multf f21,f5,f7
2）设置运算部件个数以及运算时钟周期数
图1
图2.Pipeline图
以下为出现的数据相关
图3
先写后读相关
图4
由于只有两个除法部件，所以出现了功能部件的冲突。
总的执行周期是38指令调度后代码：
将无关指令放在一起执行，相关指令分开尽量避免数据相关
divf f2,f5,f6
multf f20,f4,f6
multf f21,f5,f7
divf f1,f2,f6
addf f15,f5,f7
divf f3,f1,f5
divf f0,f4,f7
addf f14,f0,f6
图5.Pipeline图
图6.Statistics图
总执行时钟周期为35个。
（6）指令调度后，数据相关减少了，总时钟周期数减少了，效能提高了。
调度前的时钟周期数为38，调度后的时钟周期数减少为35，加速比 = 38/35= 1.08
2.用循环展开、寄存器换名以及指令调度提高性能
带循环指令
代码：
求四个1相加的和，结果存在r2中
.text
.globalmain
main:
addir1,r0,#4
addir2,r0,#0
Loop:
sgtr3,r1,r0
bnezr3,Sub1
trap0Sub1:
addir2,r2,#1
subir1,r1,#1
jLoop
结果：
总时钟周期是42个，5rawstalls,循环了4次，结果
r2=4
图7
循环展开：
代码：
.text
.globalmain
main:
addir1,r0,#4
addir2,r0,#0
addir2,r2,#1
subir1,r1,#1
addir2,r2,#1
subir1,r1,#1
addir2,r2,#1
subir1,r1,#1
addir2,r2,#1
subi r1,r1,#1
trap 0
结果：
总时钟周期是15个，0 raw stalls,执行了4次，结果r2 = 4
图8
原因的对比：
是因为LOOP指令执行完后会有一个nop指令的延迟。
图9
多Cache一致性：
实验目的
1、加深对多CACHE一致性的理解。
2、进一步掌握解决多CACHE一致性的目录协议和监听协议的基本思想。
3、掌握在各种情况下，目录协议和监听协议是如何工作的。
给出进行操作的类
型以及CACHE块状态的变化情况
模拟器使用方法简介（目录式）
该模拟器模拟4个CPU（A、B、C、D）访存的工作过程。
每个CPU中都有一个Cache，该Cache包含有4个块，其块地址为0-3。
分布式存储器中有32个块，其块地址为0-31。
每个块状态用色块表示，其中灰色为“无效”状态，淡青色为“共享”状态，橘红色为“独占”。
主存中块的状态由其右边的目录项的颜色来表示，未缓冲状态由黄色来表示，其他两种状态同Cache块。
对于每一个CPU都可以指定所要进行的访问是读还是写（从列表中选），并在输入框中输入所要访问的主存块号，然后用鼠标单击在其右边的标有“↓”的按钮，模拟器就将开始演示该访问的工作过程。
图10
模拟器简介（监听协议）
该模拟器模拟4个CPU（A、B、C、D）访存的工作过程。
每个CPU中都有一个Cache，该Cache包含有4个块，其块地址为0-3。
集中共享存储器中有32个块，其块地址为0-31。
每个块状态用色块表示，其中灰色为“无效”状态，淡青色为“共享”状态，橘红色为“独占”。
对于每一个CPU都可以指定所要进行的访问是读还是写（从列表中选），并在输入框中输入所要访问的主存块号，然后用鼠标单击在其右边的标有“↓”的按钮，模拟器就将开始演示该访问的工作过程。
图11
实验步骤（目录协议）
对于以下访问序列，写出目录协议所进行的操作。
所进行的访问
目录协议所进行的操作
CPUA读第6块
1．读;2.不命中;3本地:
向宿主结点发读不命中（A，6）消息；4.宿主：
把数据块送给本地结点；5.共享集合为：
{A}
CPUB读第6块
1．读；2.不命中；3.本地:
向宿主结点发读不命中（B，6）消息；
4．宿主：
把数据块发送给本地结点；5.共享集合为：
{A}+{B}
CPUD读第6块
1．读；2.不命中；3.本地:
向宿主结点发读不命中（D，6）消息；
4．宿主：
把数据块发送给本地结点；5.共享集合为：
{A，B}+{D}
CPUB写第6块
1．写；2.命中；3.本地:
向宿主结点发写命中（
，6）消息，宿主：
向远程结点A发作废（6）消息，宿主：
向远程结点D发作废（6）消息；4.共享集合为：
{B}
CPUC读第6块
1读；2.不命中；3.本地:
向宿主结点发读不命中（C，6）消息；
4．宿主：
给远程结点发取数据块（6）的消息；5.远程：
把数据块送给宿主结点；6.宿主：
把数据块送给本地结点；7.共享集合为：
{B}+{C}
CPUD写第20块
1．写；2.不命中；3.本地:
向宿主结点发写不命中（D，20）消息；4．宿主：
把数据块发送给本地结点；5.共享集合为：
{D}
CPUA写第20块
1．写；2.不命中；3.本地:
向宿主结点发写不命中（A，20）消息；4．宿主：
给远程结点发送取并作废（20）消息；5.远程：
把数据块送给宿主结点把Cache中的该块作废；6.宿主：
把数据块送给本地结点；7.共享集合为：
{A}
CPUD写第6块
1．写；2.不命中；3.本地:
向宿主结点发写不命中（D，6）消息；4.宿主：
向远程结点发作废（6）消息；5.宿主：
向远程结点发作废（6）消息；6.宿主：
把数据块送给本地结点；7.共享集合为：
{D}
CPUA读第12块
1．写；2.不命中；3.本地：
向被替换块的宿主结点发写回并修改共享集（A，20）消息；4.本地：
向宿主结点发写不命中（A,20）消息；5.宿主：
把数据块送给本地结点；6.共享集合为：
{A}
实验步骤（监听协议）
对于以下访问序列，写出监听协议所进行的操作。
所进行的访问
是否发生替换
是否发生写回
监听协议所进行的操作
CPUA读第5块
否
否
读;不命中;读不命中;数据送回
CPUB读第5块
否
否
读;不命中;读不命中;数据送回
CPUC读第5块
否
否
读;不命中;读不命中;数据送回
CPUB写第5块
否
发生
写,命中;作废A,C中的数据5，
CPUD读第5块
发生
否
读;不命中;读不命中;写回;数据送回
CPUB写第21块
发生
发生
写;不命中;写不命中;用数据21替换原来的数据5
CPUA写第23块
否
发生
写;不命中;写不命中;写回;数据送回
CPUC写第23块
发生
发生
写;不命中;写不命中;替换;写回;数据送回
CPUB读第29块
否
否
读;不命中;读不命中;数据送回
CPUB写第5块
替换
发生
写;不命中;写不命中;替换;写回;数据送回
实验环境
windows
实验结果与
分析
a）指令调度技术可以明显的优化指令执行的效率，通过指令调度使得功能部件被尽可能的充分使用，从而进一步加强指令执行的效率；
b） 循环在执行时会出现不同循环次数的执行过程中出现相关，导致数量增加，通过寄存器换名等方法，使得这种相关性数量下降。
教师评语
注：
可根据实际情况加页
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