TW594562B - Branch instruction for processor - Google Patents

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Matthew J Adiletta
William Wheeler
Debra Bernstein
Donald Hooper
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Description

594562 五、發明說明（1) 【發明領域】 本發明係有關於電腦處理器的指令。 【習知技術說明】 種高 平行處理是計算程序中同時事件的資訊處理之 效率的方式。平行處理要求在電腦中許多經式的同時執 行。連續的處理或者序列的處理具有所有工作循序地完成 於單一 ί作站，鐘於管線處理具有工作完成於專業工作 1。、不官是執行於平行處理、管線或序向處理機器，電腦 =二碼$括分支’而其中指今串可以執行於序列中以及從 該序列分支至不同序歹彳的指令。 為讓本發明夕^ 顯易懂，下文特兴^述和其他目的、特徵、和優點能更明 說明如下：、牛較佳實施例，並配合所附圖式，作詳細 【圖式簡單說明】 圖。 中的微程式引 第1圖係使用處 、^ 第2圖係處理哭认态之通訊系統的方塊 第3圖係使用：：詳細方塊圖。 擎功能單元的 、第1圖與第2圖的處理器 々，凡的方塊圖。 第4圖係微起 的圖。 的方塊圖 第5圖係顯示中的管線的方塊圖 第6圖俦_ - 於为支指令的示範格式 〜員不-般用途暫存器位址安排
第5頁 594562 五、發明說明（2) 【符號說明】 1 0〜通訊系統； 1 2〜運周硬體的多執行绪處理器； 13a〜10/100 BaseT八進位媒體存取控制； 1 3 b〜十億位元乙太網路裝置； 14〜PCI匯流排； 1 6〜記憶體糸統； 1 6a〜同步動態隨機存取記憶體（); 16b〜靜態隨機存取記憶體（^龍）； 1 6 c〜快閃唯讀記憶體； 1 8〜第二匯流排·， 2 0〜核心處理器； 22〜功能微程式引擎 22a-22f〜微程式引擎； 24〜PCI匯流排界面； 2 6a〜同步動態隨機存取記憶體（SDR AM)控制器； 26b〜靜態隨機存取記憶體（SRAM)控制器； 27〜便條式記憶體； 28〜先進先出匯流排（FIFO Bus: FBUS )界面； 29a〜輸入與輸出FIFOs ; 29b〜輸入與輸出FIFOs ; 30〜先進系統匯流排（ASB )轉譯器； 3 2〜内部核心處理器匯流排；^ 34〜非公開匯流排； 38〜記憶體匯流排； 50〜精簡指令集運算（Rise )核心； 52〜十六仟位元組指令快取（ΐβ-kilobyte
1057-3410-PF.ptd 第6頁 594562 五、發明說明（3) 54〜八仟位元組資料快取（g-kilobyte data cache )； ^ 56〜預先擷取資料串缓衝區； 70〜控制儲存； 72〜控制器邏輯； 72a-72d 〜程式計數器（pr〇grani Counter: PC )單 元； 7 3〜指令解碼器； 7 4〜内容事件切換邏輯； 7 6〜執行盒資料路徑；
76a 〜算術邏輯單元（arithmetic logic unit: ALU )； 剷 76b〜一般用途暫存器組（generai -purpose 4 register set ); 78〜寫入移轉暫存器堆疊； 80〜讀取移轉暫存器堆疊； 【較佳實施例的詳細說明】 參照第1圖，通訊系統1 〇包括處理器1 2。在一實施例 中’處理器是運用硬體的多執行緒處理器12。處理器12被 連接至例如PCI匯流排14的匯流排，記憶體系統16以及第 二匯流排18。對於可以被分割成為平行子工作或函數的工 作’系統1 0是特別地有幫助的。特別地，對於頻寬導向而 非潛伏時間導向的工作，運用硬體的多執行緒處理器丨2是 有幫助的。運用硬體的多執行緒處理器12擁有多微程式引 擎22 ’母一微程式引擎22具有多硬體控制執行緒，多硬體
1057-3410-PF.ptd 第7頁 594562
控制執行緒可以被同時地啟動與獨立地活動於工作。 運用硬體的多執行緒處理器12也包括中 中央控制器20協助裝載用於運用硬、20， ^其=㈣之微程式碼控制以及完成其他通用電腦類型函 中」；=广異*，對於封包處理的額外支援，其 :微J式弓」擎22完成封包的較詳細處理，如同在邊界狀 ，。在一貫施例中，處理器20是運用Str〇ng奸 疋央國ARM公司的商標）。通用型微處理器〗。具有:乍 業糸、、'充。經過作業系統，處理器2〇可以呼叫函數以運算於 微程式弓丨擎22a-22f。處理器20可以使用任何支援的作業 系統，最好是即時作業系統。對於實現為Str〇ng A]架構 的核心處理 |§20，例如Microsoft-NT real-time， VXWorks與# CUS，可於網際網路得到的免費軟體作業系 統，之類的作業系統可以被使用。 用硬體的—多執行緒處理器丨2也包括複數功能微程式引 擎2 2a-22f。每一個功能微程式引擎（微程式引擎） 2 2a-22f維持硬體中的複數程式計數器與關連於程式計數 器的狀態。實際上，當在任何時間只有一個是真正地運 算’對應的一些執行緒集合可以被同時地啟動於每一個 微程式引擎22a-22f。 ' 每一微程式引擎22a-22f具有用於處理四個硬體執行 緒的能力。微程式引擎22a-22f與包括記憶體系統16及^ 流排界面24與28的共享資源一起運算。記憶體系統16包括 同步動態隨機存取記憶體（SDR AM)控制器26a與靜態隨機
594562 五、發明說明（5) ---
存取δ己憶體（SRAM )控制器26b。SDRAM記憶體i6a與SDRAM 控制器2 6 a通常被使用於處理大量的資料，例如，來自網 路封包的網路費甩的處理。SRAM控制器26b與SRAM記憶體 1 6b被使用在，例如電腦網絡封包處理、後稿語言處理 1§，或者作為用於如RAID磁碟儲存的儲存子系統的處理 器，或者用於低潛伏時間，快速存取工作，例如，存取查 詢表格，用於核心處理器2〇的記憶體等等。 處理器12包括連接處理器至第二匯流排18的匯流排界 面？8。在一實施例中，匯流排界面28連接處理器12至被通 稱為FBUS 18 (先進先出匯流排FiF〇 BUS )。處理器12包 括第二界面5例如PCI匯流排界面24，其連接存在於PCI匯 流排lj上的其他系統組件至處理器丨2。pc丨匯流排界面24 ^供南速資料路徑24a至SDRAM記憶體16a。經由該路徑， f料可以從SDRAM 16a經過PCI匯流排14快速地被移動，憑 藉直接。己隐體存取（direct memory access - DMA)移 轉。 一 母 力此早元被連接至一或多個内部匯流排。内部匯 二排疋雙數’二十二位元匯流排（換言之，一匯流排用於 讀，以及另一匯流排用於寫入）。運用硬體的多執行緒處 理為1 2也疋被構成以致在處理器1 2中的内部匯流排的頻寬 總和，過内部匯流排連接至處理器1 2的頻寬。處理器1 2包 括内部核=處理器匯流排32，例如先進系統匯流排（ASB )’ ^匯流排連接處理器核心至記憶體控制器26a、26b以 及至說明於下文中的先進系統匯流排（ASB )轉譯器30。
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ASB匯流排是所謂的先進微控制器匯流排架構（amba )的 子集合，AMBA是與Strong Arm處理器核心2〇 一起被使用。 處理器12也包括連接微程式引擎單元22至⑽倾控制器 2 6b、ASB轉譯器30與FBUS界面28的非公開匯流排34 (private bus )。記憶體匯流排38連接記憶體控制器 26a、26b至匯流排界面24與28以及記憶體系統16包括被使 用於開機運异等等的快閃唯讀記憶體丨6 c。 參照第2圖，每一個的微程式引擎22a —22f包括檢查旗 標以決定被運算於其上的可利用執行緒之仲裁器。來^微 程式引擎22a-22f的任何執行緒可以存取同步動態隨機存 取記憶體（SDRAM )控制器26a、靜態隨機存取記憶體 (SRAM )控制器26b或者先進先出匯流排（FBUS )界面 28。每一記憶體控制器26a與2 6b包括為了儲存未解決的 記憶體參照要求之複數佇列。在用於標示何時服務是被授 權的中斷旗標之外，FBUS界面28支援對於MAC裝置支援的 每一埠的傳送與接收旗標。FBUS界面28也包括完成從FBUS 進來封包的標頭處理之控制器28a。控制器28a設法得到封 包標頭並且完成於SRAM 16b中的微程式可編程序的來源/ 終點/協疋雜凑查詢（H a s h e d 1 ο 〇 k u p )(使用於位址平滑 核心處理器2 0存取共享資源。核心處理器2 q具有經由 匯流排32至SDRAM控制器26a '至匯流排界面24與至SRAM控 制為2 6 b。然而’為了存取微程式引擎2 2 a - 2 2 f以及移轉位 於任何微程式引擎22a-22f中的暫存器，核心處理器2〇經
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由A SB轉澤裔30跨過匯流排34而存取微程式引擎22a — 22f。 ASB轉譯器30可以實際上存在於FBUS界面28，但是邏輯上 是有區別的。ASB轉譯器3〇完成在FBUS微程式引擎移轉暫 存器位置與核心處理器位址（亦即ASB匯流排）之間的位 址轉澤以便心處理态2 0可以存取屬於微程式引擎2 2 a — 2 2 f 的暫存器。 雖然微程式引擎22可以使用暫存器組以交換資料如以 下所a兒明’便條式記憶體2 7也被提供以允許微程式引擎寫
出資料至記憶體而作為其他微程式引擎讀取。便條式記憶 體27是連接至匯流排34。 處理器核心2 0包括精簡指令集運算（R丨sc )核心5 〇， 精，指令集運算（RISC)核心50實現於五級管線而完成一 運算凡或兩運算元的單一週期位移於單一週期中，提供乘 法支援與三十二位元桶形位移支援。此RISC核心5〇是標準 Strong Arm®的架構，但是為了效能原因而被實現於五級 官線。處理器核心2 0也包括十六仟位元組指令快取 kilobyte instruction cache ) 52，八仟位元組資 料快取（8-kil〇byte data cache ) 54與預先擷取資料串
緩，區（prefetch stream buffer ) 56。核心處理器20 完 成算術運算平行於記憶體寫入與指令擷取。核心處理器2〇 ^由ARM所定義的ASB匯流排與其他功能單元接合。asb匯 流排是三十二位元雙向匯流排32。 " 參照第3圖，範例的微程式引擎22f包括控制儲存70， 其包括儲存微程式的RAM。微程式是可由核心處理器2〇所
594562 五、發明說明（8) 載入。微程式引擎22f也包括控制器邏輯72。控制器邏輯 72包括指令解碼器73與程式計數器（pr〇grain Counter: PC )單元7 2a-72d。四個微程式計數器72a-72d是保留於硬 體中。微程式引擎22f也包括内容事件切換邏輯74。内容 事件邏輯7 4接收來自每一個共享資源的訊息（例如， SEQj—EVENT一RESPONSE ; FBI—EVENT—RESPONSE ; SRAM—EVENT一RESPONSE ; SDRAM—EVENT—RESPONSE ;與 ASB—EVENT—RESPONSE)，共享資源例如SRAM 26a，SDRAM 26b，或處理器核心20，控制與狀態暫存器等等。這些訊 息提供被要求的功能是否已經完成的資訊。基於由執行緒 所要求的功能是否已經完成與兩信號通知完成，執行緒需 要等待該完成信號，以及假如執行緒被賦予運算的能力， 接著執行緒被放置於可適用執行緒名冊中（未顯示）。微 私式引擎22f可以具有四個可適用執行緒的最大值。 除了局部至執行中的執行緒的事件信號之外，微程式 引擎22a-22f利用總體的信號發送狀態。具有信號發送狀 態，執行中的執行緒可以播送信號狀態至所有的微程式引 擎22a-22f。接收要求可適用（Receive Request
Available )信號，在微程式引擎22a — 22f中的任何與所有 執行緒可以分支於這些信號發送狀態上。這些信號^送狀 態可以被使用以決定資源的可適用性或者是否資源是到期 而可以服務。’ 、 内容事件邏輯74具有對於四個執行緒的仲裁。在一實 施例中’仲裁是循環赛機制。其他技術可以被使同，包社
594562 五、發明說明 g) ，先;^排序或者權重公正排序。微程式引擎也包括執 ^ 盒資料路徑76 (execution box data path)，執行盒 ^料路位76包括异術邏輯單元（arithmetic i〇gic unit 76a 與般用途暫存器組（general-purpose register =V^7613。异術邏輯單元76a如同移位函數般地完成算術 〃邏輯函數。算術邏輯單元包括條件程 J說明的指令所使用。暫存器組76b具有相當大數目的皮一乂 斟：ί暫存15，—般用途暫存器是被開窗以至於它們是相 址的。微程式引擎⑵也包括寫入移轉 80 : 了、走；*、、項取移轉暫存器堆疊80。這些暫存器78與 80也疋被開献以至於它們是相對地與絕 入：轉暫存器堆疊78是其中寫入資料至 ； 暫存器堆疊8°是用於從共享資源傳回資 26a Ϊ同時發生或隨後，來自例如SRAM控制器 供至事件仲裁器?4，其了貝二之 可適用或已經被送出的執行緒。移 I貝付疋 兩者；連接至執行盒與80 “第4圖，微程式引擎資料路 (5-stage mlcro-pipeHne ) 82。 倣吕綠 的查詢82a’暫存器列位址的形成82b::i;=n; 元讀取82c，ALU移位或比較運算咖，*社暫存/列的運算 及藉由假設暫存器是實現為暫存器列（而咖『二
1057-^410-PF nrd 第13頁 寫回8 2 e。藉由提供寫回資料旁路進入ai^ ，存器的 594562
式引擎可以完成同時發生的暫存器列讀取與寫入， 地隱藏寫入運算。 其完全 ，支援於微程式引擎22a-22f中的指令集支援條件分 。最差狀況的條件分支潛伏時間（不包括跳躍）笋 當分支決定是由前一微程式控制指令所指定的條件^ 1 的結杲。潛伏時間顯示於以下第1表中： 第1表
1 2 3 4 5 6 7 8 微儲存査詢 nl cb n2 XX bl bl b3 b4 暫存器位址產生 nl Cb XX XX bl b2 b3 暫存器縱列査詢 Nl cb XX XX bl b2 ALU/位移器/cc nl cb XX XX bl 寫Θ M2 nl cb XX -—. XX 其中nx疋預先分支微程式字組（ηι設定cc，s ) 條件分支，bx是後分支微程式字組以及χχ是被 2， 式字組 的微程 如第1表所示，直到週期4時nl的條件碼被設定，、 分支決定可以被做出（在此狀況中導致分支路径被杳$及 週期5中）。微程式引擎帶來2週期分支潛伏時間損^珣於 為其必須終止在管道中的運算n2與n3 (該2微程式^矣’因 接位於分支後），在分支路徑開始以運算1^裝滿"管’曾且直 前。假如分支不發生，沒有微程式字組被終止/以;二二 594562 五、發明說明（11) 常地繼續。微程式引擎具有幾個機制以減少或消除實際的 分支潛伏時間。 微程式引擎支援可選擇的被延遲分支。可選擇的延遲 分支是當微程式引擎允許在分支之後的1或2微程式指令發 生於分支生效之前（即分支的效應在時間上是被延遲地 )。因此，假如有用工作可以被發現而填充在分支微程式 字組之後被浪費的週期，於是分支潛伏時間可以被隱藏。 1週期延遲分支顯示於第2表中，此處n2被允許執行於cb之 後，但是於bl之前： 第2表
1 2 3 4 5 6 7 8 微儲存査詢： nl cb n2 XX bl b2 b3 b4 暫存器位址產生 nl cb nl XX bl b2 b3 暫存器縱列査詢 nl cb n2 XX bl b2 ALU/位移器/cc nl cb n2 XX bl 寫ΕΪ nl cb n2 XX 2週期延遲分支顯示於第3表中，此處n2與n3兩者被允 許完成在至Μ的分支之前。要注意的是2週期分支延遲僅 被允許在當條件碼被指定於在分支之前的微程式字組。
594562 五、發明說明（12) 第3表 1 2 3 4 5 6 7 8 9 微儲存査詢 nl cb n2 n3 bl b2 b3 b4 b5 暫存器位址產生 nl cb n2 n3 bl bl b3 b4 暫存器縱列查詢 nl cb n2 n3 bl b2 b3 ALU/位移器/cc nl cb n2 n3 bl bl 寫回 nl cb n2 n3 bl 微程式引擎也支援條件碼估算。假如做出分支決定的 條件碼是在分支之前設定2或者更多微程式字組，然後1週 期的分支潛伏時間可以被消除’因為分支決定可以在早於 1週期之前被做出，如同第4表中。 一 第4表
1 2 3 4 5 6 7 8 微儲存査詢 nl nl cb XX bl bl b3 b4 暫存器位址產生 nl n2 cb XX bl b2 b3 暫存器縱列査詢 nl n2 cb XX bl hi ALU/位移器/cc nl n2 cb XX bl 寫® nl n2 cb XX 在此例子中，η 1設定條件碼以及n2不設定條件碼。因 而，分支決定可以於週期4做出（而不是週期5 )，而消除
1057-3410-PF.ptd 第16頁 594562 五、發明說明（13) 週期的分支潛伏時間。在第5表中的例子中，1週期分支 延，與條件碼的提前設定被相互結合而完全地隱藏分支潛 伏^間。亦即，條件碼（cc’ s )被設定於1週期延遲分去 之前的2個週期。 第5表 1 2 3 4 5 6 7 8 微储存査詢| N1 cb n2 n3 bl b2 b3 b4 暫存器位址產生 nl n2 cb n3 bl b2 b3 暫存器縱列査詢 nl n2 cb n3 bl b2 ALU/位移器/cc nl n2 cb n3 bl 寫® nl n2 cb n3 在條件碼不能被提前設定的狀況中（它們被設定於八 ▲支之前的微程式字組中）’微程式引擎支援分支二二而$ 試減少1週期的暴露的保留分支潛伏時間。藉由，，猜測π分 支路徑或者循序路徑，在明確地知道哪一路徑被^行之β 前，微程式定序器預先擷取被猜測路徑的1週期/假如猜 測正確，1週期的分支潛伏時間被消除如第6表中所•叹示。月 594562 五、發明說明（14) 第6表 猜測分支發生/分支發生 1 2 3 4 5 6 7 8 微儲存査詢 nl cb nl bl bl b3 b4 b5 暫存器位址產生 nl cb XX bl hi b3 b4 暫存器縱列査詢 nl cb XX bl bl b3 ALU/位移器/cc nl cb XX bl bl 寫回 nl cb XX bl 假如微程式碼猜測分支發生不正確時，微程式引擎依 然只有浪費1週期，如第7表中 第7表 積測分支發生/分支不發生
1 2 3 4 5 6 7 8 微儲存査詢 nl cb nl XX nl n3 n4 n5 暫存器位址產生 nl cb nl XX n2 n3 n4 暫存器縱列査詢 nl cb nl XX n2 n3 ALU/位移器/cc nl cb nl XX n2 寫回 nl cb nl XX 無論如何，當微程式碼猜測一個分支是不發生時，潛 伏時間損失是不同地分佈。如同在第8表中，對於猜測分
1057-3410-PF.ptd 第18頁 594562 五、發明說明（15) 支不發生/分支是不發生時是不浪費週期。 第8表 1 2 1 3 4 5 6 7 S 微儲存査詢 nl cb nl n2 n3 n4 n5 n6 暫存器位址邊立 nl cb nl n2 n3 n4 n5 暫存器縱列查詢 nl cb nl n2 n3 n4 ALU/位移器/cc nl cb nl n2 n3 寫® nl cb nl n2 無論如何，如同在第9表中，對於猜測分支不發生/分 支是發生時有2浪費的週期。 第9表
1 2 3 4 5 6 7 8 微儲存査詢 nl cb nl XX bl b2 b3 b4 暫存器位址產生 nl cb XX XX bl bl b3 暫存器縱列査詢 nl cb XX XX bl bl ALU/位移器/cc nl cb XX XX bl 寫回 nl cb XX XX 微程式引擎可以結合分支猜測與1週期分支延遲而進 一步地改善結果。對於猜測分支發生與1週期延遲分支/分 支是發生是在第10表中。
1057-3410-PF.ptd 第19頁 594562 五、發明說明（16) 第10表 1 2 3 4 5 6 7 8 微儲存査詢 nl cb n2 bl bl b3 b4 b5 暫存器位址產生 nl cb n2 bl bl b3 b4 暫存器縱列査詢 nl cb n2 bl b2 b3 ALU/位移器/cc nl cb n2 bl b2 寫回 nl cb nl bl 在以上狀況中，2週期的潛伏時間是藉由n2的執行以 及藉由正確地猜測分支方向而被隱-屬^。 假如微程式碼猜測不正確，如以下所示，對於猜測分 支發生1週期延遲分支/分支不發生，1週期的潛体時間維 持浪費，如同在第11表中。 第11表 1 2 3 4 5 6 7 δ 9 微儲存査詢 nl cb n2 XX n3 n4 n5 n6 n7 暫存器位址產生 nl cb n2 XX n3 n4 n5 n6 暫存器縱列査詢 nl I cb ! nl XX n3 n4 n5 ALU/位移器/cc nl cb n2 XX n3 n4 寫SJ nl cb n2 XX n3 假如微程式碼正確地猜測分支不發生，然後管線循序
1057-3410-PF.ptd 第20頁 594562 五、發明說明（17) 地流通於正常未受到擾亂的狀況。假如微程式碼不正確地 猜測分支不發生’微程式引擎再次浪費1週期的無產出執 行，如第12表中所示。 第12表 精測分支不發生/分支發生。 1 2 ] 3 Γ 4 5 6 7 1 8 9 微儲存査詢 nl cb nl XX bl bl b3 b4 b5 暫存器位址產生 nl cb n2 XX bl b2 b3 b4 暫存器縱列査詢 nl cb n2 XX bl b2 b3 ALU/位移器/cc nl cb n2 XX bl hi 寫回 nl cb n2 XX bl 其中nx是預先分支微程式字組（nl設定cc,s cb是條件分支 bx是後分支微程式字組 XX是被終止的微程式字組 間， 的結 在跳躍指令的狀況中，招致3額外週期的潛伏時 因為分支位址是未知的直到跳躍位於ALU級中的日 尾（第13表）。 4
1057-3410-PF.ptd 第21頁 594562
第13表 1 2 3 4 5 6 7 8 9 微儲存査詢 N1 jp XX XX XX jl J2 J3 J4 暫存器位址產生 nl jp XX XX XX jl J2 j3 暫存器縱列査詢 nl jp XX XX XX jl J2 ALU/位移器./cc nl jp XX XX XX jl 寫回 nl jp XX XX XX 弟D圖 佩狂： 參 指令， 支援分 類分支 使用作 中的位 在此實 指定於 通 中處理 算。此 可以從 支程式 BR 指令， --Μ · ·…一π %，刀、叉 例如分支於條件程式碼之上。此外，微程式？丨擎也 支於任何特定位元被設定或清除的分支指令。此種 指令允許程式設計師具體指定暫存器的哪_位元被 為分支控制位元。指令格式包括具體指定在長字組 ，位置的位元位置襴位（bit —p〇siti〇n Heid)。 =中的有效位元位置是位元〇 : 3丨。分支目標是且 指令中的標籤。 /、 =分支指令需要處理器位移位元進入控制路輕，1 二，^來自ALU的條件程式碼，以及完成分支運，、 二採2 t 5許分支程式碼的可觀察性。因此，分支 ς = 2貧料路徑被控，Μ 理器 碼進入控制路徑。 雅㈤刀 當由浐—BSET是分支至特定標籤上的指令之分支 田°曰7所具體指定的暫存器特定位元是被清除或
594562 五、發明說明（19) 設定時。這些指令設定條件程式碼。 格式：br—bclr[reg，bit —position，label#]， opt i ona1 — token br一bset[reg， bit—position, label#]， opt i ona1_token 欄位reg A是保留運算元的内容相關移轉暫存器或一 般用途暫存器的位址。攔位bit_p〇sition是具體指定在長 字組中的位元位置的數字。位元〇是最低有效位元。有效 的bit_position數值是0至31。欄位label#是相對應分支 至指令位址的符號標藏。數值〇pti〇nal_token可以具有幾 種數值。由程式設計師根據編製程序考慮而選擇數值。記 號（token)可以是： 延遲1 (defer 1)，在完成分支運算之前，執行在分 支指令以後的指令。 延遲2 (defer 2)，在完成分支運算之前，執行在分 支指令以後的2個指令。（在一些實行中不被允許與猜測 分支（guess一branch )。) 延遲3 (defer 3)，在完成分支運算之前，執行在分 支指令以後的2個指令。（在一些實行中不被允許與猜測 分支（guess—branch ) 〇 ) 另一記號（token )可以是ff猜測分支 (guess—branch )，，，其導致分支指令預先擷取用於’’分支 發生’'條件的指令而不是下一個循序的指令。此記號猜測
1057-3410-PF.ptd 第23頁 594562 五、發明說明（20) 分支（guess—branch )可以與延遲記號一起被使用，例如 延遲1而改善效能。在一些結構中這或許是不允許與延遲2 或延遲3。 參照第6圖，兩種存在的暫存器位址分隔是本地可使 用暫存’以及可被所有微程式引擎使周的總體可使用暫 存器。一般用途暫存器（GPRs)被實現為兩分隔儲存所 (A儲存所與b儲存所），其位址是一字組接一字組為才姐 地相互***以致於A儲存所暫存器具有lsb = 〇，以及B儲存 =暫存器具有lsb = l。每一儲存所有能力完成同時讀取與 寫入兩不同字組於其儲存所内部。 一 =過儲存所A與B，暫存器組76b也被組織成為32個暫 四：窗口76b"6b3 ’對於每一執行緒是相對地可 的。因此，執行緒〇將找尋其暫存器〇於77&之卜 ί 1」Γ緒1將找尋其暫存器0於7技之上（暫存二 執行緒2私找尋其暫在哭Q於^ γ 執杆缺q4 了 … 上（暫存器64 )， ΪΓβ Λ ,存器0於77d之上（暫存器96)。相掛 存與位置但是存取暫存器的不同窗口 = =控制儲 用雙咖S於微程式引擎22f中，：成二同功能。 與儲存所定址的使用提供必需的讀取頻寬自口定址 廷些開窗暫存器不必從内容開關 =，3於内容調換縱列或堆疊推存資 〇週:耗用的：容切換具有對於從-内容改ίί:消 U週期耗用時間土 I主另一内交ίΛ 町间相對暫存器定址劃分暫在哭μ ‘ Μ谷的 仔器儲存所成為 1057-3410-PF.ptd 594562 五、發明說明（21) __ 跨過一般用途暫存5§沾 取任何相關於窗口起：：址寬度的窗口。相對定址允許存 架構中，㊣中藉由提窗口。絕對定址也被支援於此 對暫存器或許可以被任二f f的精確位址，任何一者的絕 取決於微程式字組的：：緒：f取。 可以發生於兩種模式。兩二了般用途暫存器78的定址 式中，暫存器位址的定址β =:疋絕對與相對。在絕對模 源欄位中（a6-a0或b6-b〇 接地具體指定於7位元來 第14表 ’如第14表中所示：
-4---^ u» α^—± 暫存器位址被直接地具體指定於8朽- Λ . 疋^位A目的攔位中 (d7-d0 )第 1 5 表·
594562 五、發明說明（22) 第15表 7 6 5 4 3 2 1 0 AGPR: d7 d6 d5 d4 d3 d2 dl dO d7=0, d6=0 BGPR: d7 d6 d5 d4 d3 d2 dl dO d7=0? d6=l SRAM/ASB: d7 d6 d5 d4 d3 d2 dl dO d7=l，d6=0, d5=0 SDRAM: d7 d6 d5 d4 d3 d2 dl dO ¢17=1,(16==(^(^5==1 假如<a6:a5> = l，l，<b6:b5> = l，l，<d7:d6> = l，l，接 著較低位元被詮釋為内容相關位址欄位（說明於下文中 )。當非相關A或B來源位址被具體指定於A，B的絕對欄位 中，只有SRAM/ASB與SDRAM位址空間的較低一半可以被定 址。實際上，讀取絕對SRAM/SDRAM裝置具有有效位址空 間；無論如何，因為此限制不應用至目的襴位，寫入 SRAM/SDRAM依然使用完整位址空間° 在相對模式中，定址一個特定位址是在内容空間内部 由5位元來源欄位（a4-aO與b4-bO)第16表所定義的偏移 量：
1057-3410-PF.ptd 第26頁 594562 五、發明說明（23) 第16表 7 6 5 4 3 2 1 0 AGPR: a4 0 context a3 a2 al aO a4=0 BGPR: b4 1 context b3 b2 bl bO b4=0 SRAM/ASB: ab4 0 ab3 context b2 bl abO ab4=l，ab3=0 SDRAM: ab4 0 ab3 |contextj b2 bl abO ab4=l，ab3=l 或者如同由6位元目的欄位中（d5-d0)第17表所定 義： 第17表 7 6 5 4 3 2 1 0 AGPR: d5 d4 context D3 d2 dl dO d5=0?d4^0 BGPR: d5 d4 context B3 d2 dl dO (β=0,όΦ=0 SRAM/ASB: d5 d4 d3 Context d2 dl dO d5=l，dM)，d3=0 SDRAM: d5 d4 d3 context d2 dl dO (!5=1，άΦ=0，(Β=1 假如<d5:d4> = l，1，則目的位址不定址於一有效暫存 器，因此，沒有目的運算元被寫回。 雖然本發明已以較佳實施例揭露如上，然其並非用以 限定本發明，任何熟習此技藝者，在不脫離本發明之精神 和範圍内，當可作更動與潤飾，因此本發明之保護範圍當 視後附之申請專利範圍所界定者為準。
1057-3410-PF.ptd 第27頁

Claims (1)

  1. 替換頁 9^7 Ά1 曰丨案號89117907_?3年工月7曰 修正本_ 六、申請專利範圍 1. 一種電腦程式產品，實作於一可執行的資訊載體 中，用以使一資料處理裝置執行一分支指令，將一特定暫 存器中之一位元指定為一分支控制位元，以及在當該位元 被設定或清除時，將一指令串分支至一目標指令。 2. 如申請專利範圍第1項所述之電腦程式產品，進一 步地包括： 一位元位置欄位，用以指定一暫存器中一長字組中的 該分支控制位元的一位元位置。 3. 如申請專利範圍第1項所述之電腦程式產品，進一 步地包括： 一分支目標欄位，其具體指定為一標籤。 4. 如申請專利範圍弟1項所述之電腦程式產品’進一 步地包括： 可程式化之一選項記號，在分支至該目標指令之前， 先行執行緊隨該分支指令後的i個指令。 5. 如申請專利範圍第1項所述之電腦程式產品，進一 步地包括： 可程式化之一選項記號，在分支至該目標指令之前， 先行執行緊隨該分支指令後的i個指令，其中i係為一、二 或三。 6. 如申請專利範圍第1項所述之電腦程式產品，其中 該暫存器是保留運算元的内容相關移轉暫存器或一般用途 暫存器。 7.如申請專利範圍第1項所述之電腦程式產品，進一 步地包括：
    1057-3410-PFl.ptc 第28頁 5|f6!替換頁拳:Γ月7』 盡H 89117907 曰 修正 六、申請專利範圍 可程式化之一選項記號，非用以指出下一個循序指 令’而是用以指出為一分支發生（branch taken)條件預 先擷取的一猜測分支（g u e s s — b r a n c h )。 、 8·如申請專利範圍第1項所述之電腦程式產品，進_ 步地包括： _ 可程式化之一第一選項記號，在分支至該目標指令之 刚’先行執行緊隨該分支指令後的i個指令。 、t第一遠項記號，非用以指出下一個循序指令，而是 f二2，為~分支發生（branCh taken)條件預先操取的 月〆、刀支(guess —branch ) 〇 該暫9存：！ 專利ϊ圍第1項所述之電腦程式產品’其中 的。w用於決定該分支運算之位元，係具有可選擇性 分支2發H專，範圍第1項所述之電腦程式產品，其中 的一位元的結果而=根據評估一處理11中之一資料路徑中 \1 · 一種運作處理器的方法，包括： 定位元；以^疋使用作為分支控制位元的特定暫存器的特 完成:ΐΐ;定暫存器的該特定位元是被設定或者清除， 位元2置如是申^7專括H圍第η項所述之方法，其中該特定 13 /\ 暫存器中的長字組中。 括：· °申請專利範圍第η項所述之方法，進一步地包
    1057-341〇-PFl.ptc 第29頁 I正替換頁 _ 案號 89]17Qn7 六、f言f專利圍 分支至具體指定作為在 位上的指令。 伯7 T 曰 修正 的標籤的分支目標攔 1 4 ·如申請專利範 位元是由程式設計師所具體指員定所述之方法’其中該特定 括广·”請專利範圍第U項所述之方法，進一步地包 根據評估其由程式設 分支運算之前，執行在 的4項兄號，在完成 刀克心令執行以後的i個數目指 哭是1伴6留如運申曾請專Λ範圍第11項所述之方法，其中該暫存 口…運异兀的内容相關移轉暫存器或一般用适 1 7 ·如申請專利範圍第1 1 令 般用途暫存 括： 項所述之方法，進一步地包 預先^^式:"師所設定並且其具體指定猜測分支 = nch Prefetch)用於該”分支發生"擷取分支發生指令。 仏盾“令的選項記號’預先 I8.如申請專利範圍第11項所述之方法，進一步地包括·· 士根據評估其由程式設計師所設定的第一選項記號，在儿成刀支運异之4，執行在該分支指令執行以後的丨個 目指令；以及根據其由程式設計師所設定並且其具體指定猜測分支 預先#貞取（gUes s_branch prefetch)用於該"分支發生” m 1057-3410-PFl.ptc 第30頁 _ k 號 891]7卯7_ 六 1 2--I 你 Γ£ 條件的該指令而不是該下一 預先擷取分支發生指令。 序指令的第二選項記號， 1 9 ·如申請專利範圍第】〗 、 允許程式設計師選擇該特 ，所。述之方法，其t該指令 該分支運算。 存為的哪一位元使用於決定 20·如申請專利範圍第 暫存器堆疊 算術運算單元 程式控制貯存 處理器的資料路徑中的位皱所述之方法，其中根據在 2】· 一種處理器，包括：、^、估而發生分支評估。 元 評估該暫存器堆疊 該特定位元被指定 2特定該暫存器中的特定位 其中該特 進—步地 特定該暫存器的該】為分支控制位元；以及 分支指令所指定的分支運j蜱兀是被設定或清除，完成由 2 2 .如申請專利 定位元是在包括於—二= 項所，二 &如中請專利範^暫存$的長子組中 包括： Ν ^ 2 1項所述之處理器 【支:申？專位利範其= 定位元是由程式設計師;t所述之處理裔’ I中該特 25·如申請專利範圍第21H°考 fiiiiSiSiiii—^轉暫存益或一^^^ 1057-3410-PFl.ptc 第31頁
    1057-3410-PF1.pic 第32頁
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