Подякувати Студентському архіву довільною сумою
Admin
26.02.2023 12:38
Дякуємо, що користуєтесь нашим архівом!
Інформація про навчальний заклад
ВУЗ:
Національний університет Львівська політехніка
Інститут:
Не вказано
Факультет:
Комп'ютерна інженерія
Кафедра:
Кафедра ЕОМ
Інформація про роботу
Рік:
2007
Тип роботи:
Лабораторний практикум
Предмет:
Електронні обчислювальні машини
Частина тексту файла (без зображень, графіків і формул):
Міністерство освіти і науки України
Національний університет “Львівська політехніка”
Кафедра «Електронні обчислювальні машини»
Затверджено на засіданні кафедри ЕОМ. Протокол № 1 від 30 серпня 2007 року.
Завідувач кафедри КСТ проф. д.т.н. Мельник А.О.
Укладач доц. к.т.н. В. В. Троценко
ЛАБОРАТОРНИЙ ПРАКТИКУМ
з дисципліни
«Архітектура комп’ютерів і обчислювальних систем»
Частина 2
для студентів базового напрямку 0915 «Комп’ютерна інженерія»
Львів - 2007
ЗМІСТ
1. ЛР # 1. ПРАКТИКА РОБОТИ З АРХІТЕКТУРНИМ СИМУЛЯТОРОМ WinMIPS64 3
2. ЛР # 2. ДОСЛІДЖЕННЯ ВИКОНАННЯ ЦИКЛІВ НА КОНВЕЄРІ ІНСТРУКЦІЙ 12
3. ЛР # 3. КОНКУРЕНТНЕ ВИКОНАННЯ МАШИННИХ ІНСТРУКЦІЙ 17
4. ЛР # 4. ДОСЛІДЖЕННЯ КОНВЕЄРНОГО ВИКОНАННЯ ІНСТРУКЦІЙ РУХОМОЇ КОМИ 24
5. ЛР # 5. ДОСЛІДЖЕННЯ ТЕХНІЧНИХ ХАРАКТЕРИСТИК ЯДРА КОМП’ЮТЕРА 25
6. ЛР # 6. Дослідження розподілу системних ресурсів комп’ютера 30
7. ЛР # 7. Дослідження завантаження центрального процесора 33
Додаток 1. Вибрані терміни 34
ЛР # 1. ПРАКТИКА РОБОТИ З АРХІТЕКТУРНИМ СИМУЛЯТОРОМ WinMIPS64
Мета виконання роботи – навчитися користуванню симулятором WinMIPS64 машини з 64-розрядною RISC архітектурою MIPS64. Симулятор використовує операційну систему Windows.
1. Запуск і конфігурування симулятора WinMIPS64
Симулятор WinMIPS64 стартують за правилами Windows. Основне вікно симулятора містить шість дочірних вікон і ще статусну лінію під ними. Дочірні вікна отримали назви Pipeline, Code, Data, Registers, Statistics і ще вікно часових діаграм (Clock Cycles Diagram).
Рис. 2 – Основне і шість дочірних вікон симулятора WinMIPS64 (завантажено програму sum.s)
Далі подамо назви і пояснимо призначення дочірніх вікон симулятора.
Таблиця 1 – Дочірні вікна симулятора WinMIPS64
Pipeline window
( вікно конвеєра інструкцій, five pipeline stages :
1. IF – instruction fetch from instruction memory,
2. ID – instruction decoding/operand fetch,
3. EX – execute,
4. MEM – to/from data memory,
5. WB – write back to registers file)
Вікно містить “схематичне” подання п’ятисходинкового конвеєра інструкцій 64-розрядного процесора MIPS64 разом з апаратними секціями виконання операцій рухомої коми, а саме, додавання/віднімання (addition/subtraction) множення (multiplication) і ділення (division). Рухоме ділення не конвеєризоване.Це вікно показує, на якій сходинці конвеєра знаходиться та чи інша інструкція. Вікно може збільшуватися.
Code window (вікно коду)
Вікно виконує триколонкове подання пам’яті інструкцій, а саме, (зліва направо):
адреса байта,
32-бітову машинну інструкцію,
асемблерну інструкцію.
Подвійний лівий щиголь мишею на певній інструкції встановлює/знімає точку зупинки.
Продовження таблиці 1
Data window (вікно даних)
Це вікно показує вмістиме пам’яті даних,. Ясно, що адресування комірок виконується побайтне, проте у вікні вмістиме подане 64-бітовими пакетами, тобто так, як це вмістиме сприймає 64-розрядний процесор. Аби відредагувати певні дані, треба зробити на них подвійний лівий щиголь мешею (double-left-click).
Аби побачити і відрегувати дані з рухомою комою, треба виконати подвійний правий щиголь (double-right-click).
Register window (регістрове вікно)
Вікно подає вмістиме регістрів.
Коли вмістиме регістрів подають сірим кольором, тоді вмістиме цих регістрів змінюється під дією програми, що симулюється.
Коли вмістиме регістру подається кольором, тоді цей колір відповідає кольору сходинки конвеєра, де знаходится відповідна інструкція за умови, що з цієї сходинки є можливим так зване випередження (forwarding).
Це вікно дозволяє інтерактивну зміну вмістимого будь-якого регістру, тобто, залежно від контексту, зміну коду 64-бітового цілого або рухомого числа, що в поточний момент містить регістр. Останнє можливе лише за умови, що обраний регістр не знаходиться в процесі програмної зміни вмістимого і його вмістиме не має не використовуватися для випередження даними.
Аби змінити вмістиме регістра на ньому треба зробити подвійний лівий щиголь (double-left-click on the register). З’явиться модальне спливаюче вікно.
Треба натиснути OK, аби записати до регістру 64-бітове гексадецимальне 0х0000000000000777.
Clock Cycle diagram (вікно часової діаграми)
Вікно містить часову поведінку конвеєра, що знаходиться під дією поточної програми, що симулюється. Воно фіксує історію кожної інструкції. Коли певна інструкція спричиняє пригальмування конвеєра, тоді її символьне подання в лівій частині циклового вінка міняє колір з чорного на синій. Інструкції, що споживають результат пригальмованої інструкції змінюють колірність на сіру.
Statistics (вікно статистики)
Саме це вікно є найважливішим, адже воно накопичує результати виконання кожної лабораторної роботи з дослідження ефективності RISC архітектури.
Вікно подає накопичені і поточні статистики програми, що симулюється, а саме, число циклів (тактових інтервалів) на симуляцію ( number of simulation cycles), число виконаних за ці цикли інструкцій, середнє число циклів на одну інструкцію ( average Cycles Per Instruction, тобто CPI), типи затримок (stalls) і числа виконаних особливих інструкцій, а саме, умовних переходів (conditional branches) і інструкцій завантаження /
збереження (Load/Store).
Status Line (стан симулятора)
Статусна лінія на низу основного вікна симулятора нормально видає повідомлення "Ready", проте протягом симулювання подає різну корисну користувачеві інформацію щодо поточного стану процесу симулювання.
Зауважимо, що числові результати обчислень за програмним кодом для нас є другорядними в порівнянні з аналізом обчислених симулятором статистик просимульованої програми.
Аби привести симулятор до початкового (стартового) стану перед симулюванням програми спочатку скидають симулятор через пункт меню File щиголем миші по Reset MIPS64. Потім, як треба, конфігурують симулятор (тобто віртуальну апаратну частину) через вибирання числених опції функціонування цієї апаратури. Можна змінювати струкуктуру і час виконання рухомих операцій на конвеєрі, місткість пам’яті коду/даних. Аби зробити це чи побачити стандартні призначення архітектури викликати наступне вікно.
Рис. 3 – Модальне вікно конфігурування апаратної архітектури:
місткість пам’ятi коду і пам’ятi даних, затримки виконання рухомих (FP) операцій
Latency – прихована затримка виконання, ніби “інкубаційний період хвороби”. В останньому вікні зафіксовано розрядності (і відповідно, місткість) пам’яті даних і пам’яті програм. В нас вони дорівнюють 210 = 1024 = 1К 32-х розрядних машинних інструкцій і 210 = 1024 = 1К байтів даних. (Приховані) затримки виконання операцій рухомої коми (FP)складають 4 цикли (тактові інтервали) для рухомого додавання/віднімання (4 сходинки числового конвеєра додавання/віднімання), 7 циклів для рухомого множення (7 сходинок ще одного, паралельного до конвеєра додавання/віднімання, числового конвеєра множення) і 24 цикли для неконвеєрного пристрою ділення кодів з рухомою комою. Всі операції для фіксованої коми виконуються за один цикл, тобто, не мають латентних (прихованих) затримок. Будь-які зміни архітектури спричинюють скид симулятора! Достатися до цього модального вікна можна через меню Configure/Architecture (читати так: “клікнути” на пункті меню Configure; щиголь відкриє ще одне меню, де треба щигольнути пункт Architecture).
Ще три опції можна вибрати через пункт меню Configuration, а саме, Multi-Step (декілька кроків одним натиском), Enable Forwarding (дозволити випередження) і Enable Delay Slot (дозволити слот затримки переходу),
Рис.4 – Опції: пункт меню головного вікна “Конфігурування”(дозволене лише випередження)
тобто, завжди виконуватиметься інструкція за інструкцією умовного переходу, незалежно від того, зроблено (taken) перехід чи не зроблено (not taken). Коли опцію обрано, поруч з нею з’являється сіра “гава”.
2. Завантаження програми
Користуйтеся стандартним редактором NotePad, аби створити програмний файл, наприклад, sum.s. Ця програма містить код для MIPS64, що вираховує суму двох цілих чисел A і B. Числові коди спочатку вибрати з комірок пам’яті за адресами А і В до регістрів, потім додати на регістрах і, нарешті, записати отриману суму до комірки пам’яті за адресою С. Далі йде текст асемблерної програми.
;*** winMIPS64 //sum.s// C=A+B *****
;*** (c) 2003 CA226, DCU *****
.data
A: .word 10
B: .word 8
C: .word 0
.text
main:
ld r4,A(r0)
ld r5,B(r0)
dadd r3,r4,r5
sd r3,C(r0)
halt
Зауважимо, що невеличка за розміром утиліта asm.exe дозволяє ще до симулювання перевірити синтаксис програми, що мають симулювати. Аби перевірити синтаксис потрібно виконати команду операційної системи:
C:\winmips64> asm sum.s
Результат побачимо на дисплеї. Коли виконати
C:\winmips64> asm sum.s > report.txt
тоді результат вміщуватиме не екран, а файл report.txt, вмістиме якого для програми sum.s зараз і подамо.
Pass 1 completed with 0 errors
;***************************************
;*** winMIPS64 //sum.s// C=A+B *****
;*** (c) 2003 CA226, DCU *****
;***************************************
00000000 .data
00000000 000000000000000a A: .word 10
00000008 0000000000000008 B: .word 8
00000010 0000000000000000 C: .word 0
00000000 .text
00000000 main:
00000000 dc040000 ld r4,A(r0)
00000004 dc050008 ld r5,B(r0)
00000008 0085182c dadd r3,r4,r5
0000000c fc030010 sd r3,C(r0)
00000010 04000000 halt
Pass 2 completed with 0 errors
Code Symbol Table
main = 00000000
Data Symbol Table
A = 00000000
B = 00000008
C = 00000010
До старту симуляції, потрібно завантажити до пам’яті симулятора синтаксично перевірену програму. Це виконують через меню File/Open. По завершенню можна побачити оновлене вмістиме вікон коду і даних (останнє, коли програма містить дані або розміщує результати в пам’яті. Нагорі вікна симулятора з’являється рядок зі шляхом до програми, в нас – до програми sum.s.
Аби завантажити програмний файл до симулятора WinMIPS64 потрібно виконати наступне:
Сlick on sum.s.
Click the Open button
Тепер програма завантажена до пам’яті і симулятор готовий до функціонування.
Коди спостерігають у вікні кодів. Першозначення і зміни вмістимого комірок і регістрів спостерігають через вікна даних і регістрів.
3. Симулювання
3.1 Покрокове симулювання
В будь-якому стані симулятора натисни F10, аби розпочати новий цикл симулювання.
Зауважимо, що на старті перша кольорова лінія в вікні Code з адресою 0х0000 (0000) забарвлена жовтим. Сходинка конвеєра IF у вікні Pipeline також забарвлена жовтим і містить асемблерну мнемоніку першої інструкції програми. Поглянемо до кодового вікна Code I знайдемо там першу інструкцію ld r4,A(r0). У вікні Data можна знайти програмну змінну A.
Рис. – Головне вікно симулятора з завантаженою програмою sum.s, стан – до початку виконання
Clock 1
Натиснути Execute/Single Cycle (або натиснути F7). Симулятор виконає перший цикл (тактовий інтервал) програми. Увага! Не першу інструкцію, а лише перший цикл, що для п’яти сходинкового конвеєра відповідає виконанню 1/5 першої інструкції в найкращому випадку, коли нема вимушених затримок конвеєра. Зауважимо, що абревіатура MIPS відповідає в українському перекладі “мікропроцесору, що немає затримок конвеєра”, а не “мільону операцій на секунду”. У вікні Code колірність першої інструкції змінюється на блакитну і вже друга інструкція забарвлена жовтим. Таке забарвлення вказує на сходинку конвеєра, де знаходиться відповідно забарвлена інструкція:
жовтий для IF (вибирання інструкції з пам’яті інструкцій, точніше з кеша інструкцій),
блакитний для ID (декодування інструкції і вибирання операндів безпосередніх і з регістрового файла),
червоний для EX (виконання інструкції, 1 такт для фіксованих кодів і більше тактів для рухомих кодів),
зелений для MEM (запис/читання до/з комірок пам’яті даних),
пурпурний для WB (запис результату до регістру регістрового файлу).
Коли подивитися на сходинку конвеєра IF у вікні Pipeline , можна побачити, що друга інструкція програми ld r5, B(r0) з’явилася на цій, в той час, як перша інструкція ld r4,A(r0) пересунулася на другу сходинку ID конвеєра. Конвеєр розпочав функціонування.
Clock 2
Наступний натиск на F7 змінює забарвленість в вікні Code через уведення червоного коліру для третьої сходинки EX конвеєра. До конвеєра увійшла інструкція dadd r3,r4,r5.
Clock 3
Третій натиск на F7 aзнову змінює колірність вікна Code, iуводячи зелену забарвленість для четвертої сходинки MEM конвеєра. До конвеєру входить інструкція sd r3,C(r0). У вікні Cycle бачимо історію виконання кожної інструкції програми, тобто сходинку, на якій знаходиться кожна інструкція перед надсиланням чергового тактового імпульса.
Clock 4
Знову натискаємо F7. Кожна сходинка конвеєра отримує нову інструкцію. Регістр r4 має завантажуватися з комірки пам’яті даних. Проте оновлене вмістиме регістра можна отримати завчасно (кажуть – з випередженням в часі, прямо з виходу пам’яті даних, тобто, з виходу сходинки МЕМ (for forwarding from the MEM stage)). Отже, прямо з виходу пам’яті забираємо новий, ще не записаний до регістру призначення операнд т(це і є випередження), а далі паралельно виконуємо додавання цього нового операнду і в той самий час пишемо цей операнд до регістру регістрового файлу. Добре, що в конвеєрі водночас знаходиться черга з п’ятьох інструкцій, тобто, всі ці інструкції є «під рукою».
Можна бачити, що r4 забарвлюється зеленим (колір сходинки MEM) у вікні Registers. Зауважимо, що остання інструкція програми halt (симулятор не має навіть примітивної програми монітора, що вже казати про операційну систему; отже, програміст мусить вручну гальмувати виконання програми саме такою інструкцією) вже уведена до конвеєра.
Clock 5
Натискаємо F7. Тут відбуваються цікаві події. The value destined for r5 becomes available for forwarding. However the value for r5 was not available in time for the dadd r3,r4,r5 instruction to execute in EX. So it remains in EX, stalled. The status line reads "RAW stall in EX (R5)", indicating where the stall occurred, and which register's unavailability was responsible for it.
Рис. – П’ятий такт виконання програми. Статус: відбулося пригальмування RAW (read after write)
Фігури в вікнах Clock Cycle Diagram і Pipeline чітко вказують на те, що інструкція dadd “застрягла” в сходинці EX, і що всі інструкції за нею також неспроможні пересуватися конвеєром далі. У вікні Clock Cycle Diagram інструкцію dadd підсвічено блакитним, а інструкції, що розташовані за нею “посіріли”.
Clock 6
Натискаємо F7. Інструкція dadd r3,r4,r5 instruction нарешті виконується, а щойно отримана сума, призначена для запису до r3, паралельно стає досяжною для виконання випередження (зі сходинки execute). Отримано значення 0х12, що є сумою 10+8 = 18 в десятковій. Це і є відповідь програми, а нас більше цікавить не ця відповідь, а часові витрати на виконання програми (вимірюємо числом тактових імпульсів) і скорочення цього часу різними методами. Щойно зауважене і є предметом курсу з архітектури комп’ютера.
Clock 7
Натискаємо F7. Інструкція halt, вже уведена до конвеєра, спричинює ефект “закриття” конвеєра. По ній вже жодна інша інструкція не уводиться до конвеєра, а сам конвеєр поступово спорожнюється, він сходинки IF до сходинки WB.
Clock 8
Натискаємо F7. Перевіряємо пам’ять даних Data , де фіксуємо, що змінна C набула значення 0х12. Інструкція sd r3,C(r0) записала це значення до пам’яті на сходинці MEM конвеєра, використовуючі випереджені дані з виходу IF, які вже нормально, без випередження записуються до регістра r3.
Clock 9
Натискаємо F7.
Clock 10
Натискаємо F7. Програма фінішує.
Рис. – Дозвіл випередження ще до виконання програми sum.s
Зараз проаналізуємо вмістиме вікна статистики (Statistics) і зауважимо, що зафіксовано 2 loads та 1 store. Це є “тяжкі” інструкції. Ще ми мали 1 пригальмування RAW. Витратили 10 тактових циклів на виконання п’ятьох інструкцій. Значить, отримали середнє число тактових імпульсів CPI=2 на одну інструкцію. Це в два рази гірше від ідеала і є де вдосконалюватися. Проте, навіть отримане є добрим результатом.
Рис. – Головне вікно симулятора по завершенню виконання програми sum.s
Вмістиме вікна статистики негайно відгукується на будь-які зміни в архітектурі. Дослідимо негативний вплив на продуктивність заборони випередження (що є наслідком спрощення апаратної частини, а дешеве не буває оптимальним). Який час нам знадобиться без використання випередження? Аби дізнатися це активуємо Configure. Для заборони випередження (forwarding) треба “клікнути” на Enable Forwarding (гава дозволу має зникнути).
Рис. – Заборона випередження
По виконанню нашої програми, але вже без випередження,з проаналізуємо вмістиме вікна статистики (Statistics). Зауважимо, що маємо 2 loads та 1 store і аж 4 пригальмування класу RAW (додатково втрачено 4-1=3 такти). Отже програма “з’їла” 10+3=13 тактових циклів на виконання п’ятьох інструкцій, а середнє число тактів на виконання інструкції погіршилося і становить CPI=2.600. Отже, продуктивність спрощеної версії процесора є нижчою.
Рис. – Головне вікно симулятора по завершенню виконання програми sum.s без використання випередження
Repeat the cycle-by-cycle program execution, re-examine the Statistics window and compare the results. Note that there are more stalls as instructions are held up in ID waiting for a register, and hence waiting for an earlier instruction to complete WB. The advantages of forwarding should be obvious.
3.2. Інші режими симулювання
Активуємо File/Reset MIPS64. Коли натиснути File/Full Reset, тоді ми спорожнимо пам’ять, але можемо повторно завантажити ту чи іншу програму. Натиском на File/Reload чи на F10 можна рестартувати симуляцію.
За один крок можна виконувати більше від одного такту. Аби зробити це, викликають Execute/Multi cycle... Число виконаних одним натиском тактів змінюють через Configure/Multi-step. Повне виконання програми спричинює натиск на F4 або ж на Execute/Run to.
Можна скористуватися точками зупинки. Спочатку натиснемо на F10. Аби встановити/зняти точки зупинки, зробимо лівий подвійний щиголь мишею, наприклад на інструкції dadd r3,r4,r5. Далі натиснемо на F4. Програма розпочне виконуватися в автоматичному режимі і загальмується. Коли розпочнеться фаза (сходинка) IF позначеної інструкції подвійного додавання. Ще один подвійний щиголь на тій самій інструкції знімає точку зупинки.
ЛР # 2. ДОСЛІДЖЕННЯ ВИКОНАННЯ ЦИКЛІВ НА КОНВЕЄРІ ІНСТРУКЦІЙ
Нехай симулюється наступна програма, записана мовою асемблер. Програма знаходить суму десяти чисел (від 1 до 10 з кроком 1, відповідь є 0х37 = 55 десяткове). Ясно, що в пам’яті програмно резервують (.word) з ініціалізацією 10 комірок з доданками, а також (без ініціалізації, .space) місце для результату (суми).
; Program: loop.s
; Sum of 10 integer values
.data
values: .word 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 10 ; 64-bit integers
result: .space 8
.text
MAIN:
daddui R1,R0,10 ; R1 <- 10
dadd R2,R0,R0 ; R2 <- 0 POINTER REG
dadd R3,R0,R0 ; R3 <- 0 RESULT REG
LOOP:
ld R4,values(R2) ;GET A VALUE IN R4
dadd R3,R3,R4 ; R3 <- R3 + R4
daddi R2,R2,8 ; R2 <- R2 + 8 POINTER INCREMENT
daddi R1,R1,-1 ; R1 <- R1 - 1 DECREMENT COUNTER
bnez R1,LOOP
nop
sd R3,result(R0) ; Result in R3
HALT ; the end
Будемо користуватися процесором, де задіяні апаратні механізми випередження даними і прогнозування напрямку умовного перходу за допомогою буфера цільових адрес переходу (branch target buffer, BTB).
Рис. 1 – Основне вікно симулятора зі завантаженою програмою (одне дочірнє вікно не видно).
Дозволено використання апаратури випередження (forwarding) і апартури
передбачення напрямку умовного переходу (branch target buffer)
Рис. 2 – Основне вікно симулятора, чітко видно вмістиме пам’яті до старту виконання програми
Рис. 3 – Основне вікно симулятора, виконано 7 циклів симулювання. Є перше RAW (read after write)
Рис. 4 – Дочірнє вікно “конвеєр” симулятора, перше RAW пригальмування, 7 тактів симулювання
Рис. – Друге RAW пригальмування. Виконано 10 тактів
Рис. – Виконано 11 тактів симулювання, сталося перше пригальмування за рахунок
виконаного умовного переходу (branch taken stall)
Рис. Стан виникнення першої gомилки в передбаченні напрямку умовного переходу
(Branch misprediction stall)
Рис. – Головне вікно симулятора по завершенню симулювання програми ЦИКЛ
СРІ – це (середнє) число тактових інтервалів (cycles per instruction), що припало на виконання кожної інструкції програми. В ідеальному випадку для нашого п’ятисходинкового конвеєра маємо СРІ=1, але залежності поміж інсирукціями через дані (data hazards, RAW, WAR, WAW) збільшують СРІ, тобто часові витрати на виконання програми.
По виконанню програми з оптимізованою апаратурою втрати конвеєра інструкцій склали 20 RAW-пригальмувань, 2 пригальмування під час виконання виконаних взятих, виконаних умовних переходів (Branch taken) і ще 2 пригальмування через помилками передбачення напрямку умовного переходу апаратними засобами (тут використовується буфер цільових адрес переходів - branch target buffer).Ясно, що при використанні неоптимізованої апаратури час виконання програми зросте. Симулюванням треба подати відповідь та питання – коли, чому, наскільки?
ЛР # 3. КОНКУРЕНТНЕ ВИКОНАННЯ МАШИННИХ ІНСТРУКЦІЙ
Ми дозволимо випускати на виконання інструкції рухомої коми зі сходинки ID тоді, коли це стає можливим. Така інструкція може продовжити виконання у власному конвеєрі виконання операції рухомої коми або призупинитися через неготовність її операндів. Обрана нами стратегія дозволяє продемонструвати переваги невпорядкованого завершення виконання (out-of-order completion), але вона також може спричинити небезпеку WAR конвеєрного виконання. Тут може допомогти техніка переназв регістрів (register renaming), яку треба досконально розуміти. Наприклад, таке може статися в наступному фрагменті коду:
.text
add.d f7,f7,f3
add.d f7,f7,f4
mul.d f4,f5,f6 ; WAR через спільний регістр f4
Коли випустити mul.d, тоді ця інструкція (за певних умов) «пережене» другу інструкцію add.d і першої запише до f4. Отже, mul.d мусимо затримати на ID. Structural hazards arise at the MEM stage bottleneck, as instructions attempt to exit more than one of the execute stage piplelines at the same time. Просте правило запобігання небезпек звучить так: довгі інструкції виконують першими.
Нехай маємо фрагмент коду:
;***************************************
;*** winMIPS64 //hazard3.s// *****
;*** (c) 2003 CA226, DCU *****
;***************************************
.text
div.d f7,f9,f10
mul.d f2,f4,f3
sub.d f7,f7,f4
ld r1,78(r0)
add.d f4,f5,f6
halt
Результати його синтаксичного контролю.
Pass 1 completed with 0 errors
;***************************************
;*** winMIPS64 //hazard3.s// *****
;*** (c) 2005 CA226, DCU *****
;***************************************
00000000 .text
00000000 462a49c3 div.d f7,f9,f10
00000004 46232082 mul.d f2,f4,f3
00000008 462439c1 sub.d f7,f7,f4
0000000c dc01004e ld r1,78(r0)
00000010 46262900 add.d f4,f5,f6 ; WAR on f4
00000014 04000000 halt
Pass 2 completed with 0 errors
Code Symbol Table
Data Symbol Table
Рис. – Неконвеєрний повільний виконавчий вузол ділення з рухомою комою розпочав роботу першим
Рис. – Неконвеєрний виконавчий вузол ділення рухомої коми ( 24 такти затримки) завантажено
Рис. – Паралельно виконуються чотири інструкції (ясно, що з невпорядкованим завершенням)
Рис. – Паралельне виконання продовжується, сходинки МЕМ жодна інструкція ще не досягла
Рис. – Перша інструкція ділення ще виконується, а третя від кінця ld майже завершилася
Рис. – Невпорядковане (кажуть, хаотичне) завершення виконання інструкцій потоку
Рис. – sub.d має ту саму мету, що і div.d. Утворилася ситуація WAW, тому пригальмовані add.d та halt
Рис. – Пригальмована на першій з чотирьох виконавчих сходинок sub.d гальмує наступнуза нею add.d
hh
Рис. – Завершення div.d розблокувало конвеєр. На виконанні знаходяться віднімання і додавання
Рис. – Хаотично завершуються спочатку halt, потім рухомі віднімання та додавання
Рис. - Хаотичне завершення виконання інструкцій потоку (передтеча методу динамічного виконання)
Рис. – Програму виконано, отримано програмні статистики
ЛР # 4. ДОСЛІДЖЕННЯ КОНВЕЄРНОГО ВИКОНАННЯ ІНСТРУКЦІЙ РУХОМОЇ КОМИ
Завдання: дослідити і оптимізувати ефективність виконання заданого кодового фрагменту на конвеєрі MIPS 64.
Базова програма.
; hail.s
; Hailstone numbers iteration
; If number is odd, multiply by 3 and add 1
; If number is even, divide it by 2
; repeat this iteration until number is 1
.data
number: .word 27 ; this is input number - change it!
max: .word 0 ; max number so far
.text
start: ld r1,number(r0) ; program start
loop: andi r3,r1,1 ; test odd or even
beqz r3,even
odd: dadd r2,r1,r1 ; times 2
dadd r1,r2,r1 ; times 3
daddi r1,r1,1 ; plus 1
j over
even: dsrl r1,r1,1 ; divide by 2
over: ld r4,max(r0)
slt r3,r4,r1 ; compare with max
beqz r3,skip
sd r1,max(r0) ; new max
skip: slti r3,r1,2 ; test for finished
beqz r3,loop
halt
ЛР # 5. ДОСЛІДЖЕННЯ ТЕХНІЧНИХ ХАРАКТЕРИСТИК ЯДРА КОМП’ЮТЕРА
Мета лабораторної роботи: оволодіти програмними засобами визначення апаратного складу ПК, а також навчитися надавати аналітичні висновки щодо отриманого експериментом складу апаратного складу.
Завдання лабораторної роботи: визначити апаратний склад ПК, проаналізувати його порівнянням зі складом інших ПК і надати аналітичні висновки щодо доцільності і достатності складу з врахуванням останніх досягнень в галузі апаратних засобів.
Скласти звіт з виконання лабораторної роботи і захистити його.
Далі подаються ознайомчі знання, що полегшують використання утиліт в лабораторному експерименті.
Робота з утилітами
За допомогою вільної утиліти CPU-Z визначають тип процесора ПК і отримують мінімальні відомості про його технічні характеристики.
Рис. – Відомості про процесор і кеш пам’ять ПК
Рис. – Відомості про материнську плату і пам’ять ПК
Рис. – Утиліта CPU-Z. Відомості про розмір і затримки кеш пам’яті ПК
Тут stride є кроком по горизонталі (КБ), а size є розміром інформаційних фрагментів, що відкладається по вертикалі (КБ). Latency є затримкою в тактових інтервалах (циклах).
Інформацію про процесор надає і вільна утиліта TestCPU.
Оновлену версію цієї утиліти можна отримати за адресою www.fi.muni.cz/~xsmid4.
Відома ще одна вільна утиліта WCPUID, нові версії якої можна отримати за адресою www.h-oda.com.
Інформацію про базову систему вводу/виводу, системну плату, про корекцію мікрокодів процесора подає вікно Standard Feature Flags утиліти WCPUID.
Інформацію про базову систему вводу/виводу, системну плату і про корекцію мікрокодів процесора подає вікно System Info утиліти WCPUID.
Інформацію про кеш надає вікно WCPUID Cache Info.
Інформацію про набор кристалів (chipset) та про графічну підсистему вікно ChipSet цієї утиліти.
Інформацію про склад системних пристроїв подає вікно WCPUID/Device List.
ЛР # 6. Дослідження розподілу системних ресурсів комп’ютера
Мета лабораторної роботи: оволодіти засобами і методиками експериментального визначення розподілу системних ресурсів по пристроях ПК, а також навчитися надавати аналітичні висновки щодо отриманого розподілу.
Завдання лабораторної роботи: визначити і проаналізувати розподіл апаратних ресурсів по пристроях ПК і подати відповідні розподілу аналітичні висновки.
Скласти звіт з виконання лабораторної роботи і захистити його.
Далі подаються мінімальні знання, що полегшують студенту використання утиліти в лабораторному експерименті.
Робота з утилітою
Через відоме Control Panel/System
викликаємо Device Manager, що є вбудованим до ОС (тут Win2000).
По кожному пристрою отримуємо інформацію з системних ресурсів, що відведені йому системою, підтверджуємо штатне функціонування і відсутність конфліктів. Наприклад, для клавіатури отримуємо:
Потім збираємо експериментом інформацію про інші апаратні складові ПК, систематизуємо і аналізуємо зібрану інформацію.
ЛР # 7. Дослідження завантаження центрального процесора
Мета лабораторної роботи: оволодіти засобами і методиками вимірювання завантаження центрального процесора ПК, а також навчитися надавати аналітичні висновки щодо цього завантаження процесора.
Завдання лабораторної роботи роботи: визначити і проаналізувати розподіл завантаження ПК на змінному програмному навантаженні і подати відповідні аналітичні висновки.
Скласти звіт з виконання лабораторної роботи і захистити його.
Далі подаються мінімальні знання про використання відповідних утиліт в лабораторному експерименті.
Робота з утилітою Windows Task Manager
Виклик утиліти Windows Task Manager здійснюємо натисканням Ctrl-Alt-Del. Фіксуємо перелік активних задач (наприклад, укладач мав активны задачі Word, AverTV, Total Commander).
Зміною складу активних задач або їх режимів функціонування змінюємо навантаження центрального процесора, що фіксує наступне вікно менеджера задач.
Додаток 1. Вибрані терміни
Сache coherency (= cache consistency) погодженість, або взаємна відповідність вмістимого різних кешів, чого вимагають багатопроцесорні системи, де кожний процесор має власну кэш-пам’ять, що містить образ головної пам’яті. Коли в одному з кешів сталася зміна цього образа, тоді та ж сама зміна автоматичнв має відбутися і головній пам’яті. Зазначену проблему вирішують апаратні засоби.
TLB (translation look-aside buffer) – це буфер швидкого перетворення віртуальних адрес пам’яті на фізичні, що формально належить до класу табличних перетворень; быстрого преобразования адреса таблица в блоке управления памятью, отвечающая TLB also protects the system by causing an exception if a process tries to access memory that is outside of its allocated virtual address space — TLB є ще засобом захисту системи, адже викликається переривання, коли певний процес намається звернутися до блоку пам’ят, що знаходиться поза дозволеним адресувальним простором програми ( захист виконує MMU – memory management unit).
SSE2 – множина інструкцій SSE2, множина з 144 інструкцій, що додані корпорацією Intel до машинних команд процесора Pentium 4. Позволяє працювати з 128-розрядними даними.
AGP (Accelerated Graphics Port) прискорений графічний порт, порт AGP - це специфікація порта, що забезпечує обмін даними поміж двома присторями, плюс мікропрограма в наборах мікросхем корпорації Intel для прискорення виконання програм тривимрної графіки, функціонує на частоті 133 МГц і грунтується на шині PCI. З’явилася в другій половині 1997 р. Існує декілька реалізацій AGP : AGP 1x , AGP 2x, AGP 4x з швидкістю пересилання даних 266, 533 і 1066 Мбайт/с відповідно. На початку 1998 р. Intel подала специфікацію AGP 2.0, а в 2000 році запропонувала третю версію специфікації AGP з підтримкою режиму AGP 8x (2128 Мбайт/с) і сигналів низької напруги (1,5 і 0,8 В), що дозволило знизити електроспоживання графічних адаптерів ( CPU, graphics card , PCI тощо).
IRQ (Interrupt Request Line) запитання на переривання, лінія запитання перерывання; ПК (PC) має 16 ліній перерывань. Кожному пристрою, що використовується в перериваннях, треба призначити (раніше за допомогою DIP -перемикачів на системній платі) один або декілька IRQ . За замовчуванням використовується стандартна установка цих перемикачів. Наприклад, кожне натискання клавіши на клавіатурі генерирує перерывання від цього пристроя.
APIC (advanced programmable interrupt controller) вдосконалений програмований контролер перерывань, вбудований в процесори Пентіум на підтримку симетричної багатопроцесорноі обробки.
Ділись своїми роботами та отримуй миттєві бонуси!
0%
Оголошення від адміністратора