Perioada 1993-1998 a fost foarte zbuciumata, marcata de o lupta foarte dura pe piata microprocesoarelor, in care Intel a inceput sa simta din ce in ce mai mult prezenta competitiei formate din AMD, Cyrix sau NexGen. Tot in aceasta perioada s-a lansat si standardul MMX care mai este folosit si in prezent.

Era Pentium (1993-1998)

Intel Pentium (22 martie 1993) q8m20mn

Intel Pentium a fost primul procesor superscalar de la Intel (putea executa pana la doua instructiuni simultan). Multi s-au intrebat de ce Intel nu a denumit acest procesor 80586. Motivul a fost ca numele format numai din cifre nu putea fi protejat de copyright, asa ca Intel s-a vazut nevoit sa foloseasca si litere pentru a-si diferentia produsele de cele ale concurentei. Procesorul lucra cu o magistrala de date de 64 de biti (cu toate ca a fost un procesor pe 32 de biti) si a fost lansat initial la viteze de 60 si 66 de MHz. Au urmat insa foarte rapid versiuni de 75, 90, 100, 120, 133, 150, 166, 200, 233 MHZ. De fapt au existat trei versiuni de Pentium: prima versiune care nu cuprindea decat doua modele: Pentium la 60 si la 66MHz, a doua versiune care a adaugat instructiunile MMX si o ultima versiune care a micsorat distanta dintre tranzistoare permitand astfel viteze mai mari care au ajuns pana la 233MHz. Intel Pentium a fost primul microprocesor pentru PC-uri care putea sa calculeze mai mult de 100MIPS (milioane de instructiuni pe secunda). Tot pentru prima oara era posibila construirea unor sisteme care sa lucreze cu 2 procesoare in paralel (sisteme multiprocesor). Microprocesorul de la Intel venea cu 16Kb de cache incorporati in pastila de siliciu.

AMD K5 / Nexgen Nx586 (1995)
AMD a reactionat destul de tarziu in a lansa un procesor comparabil ca viteza cu Intel Pentium. In 1995 a produs totusi primul sau procesor care era conceput integral de catre ei, nemaifiind o simpla clona a procesoarelor Intel. Acest procesor s-a numit K5 si avea viteze de la 75 la 166MHz. Cu toate acestea nu era un procesor mai rapid decat cele de la Intel, in plus avand o unitate de calcul in virgula mobila destul de slaba (ca si Cyrix de altfel). Una din inovatiile aduse de K5 era faptul ca instructiunile x86 erau transformate intern in ROP (Risc OPerations). Aceste operatii RISC se puteau executa in nucleul RISC al procesorului care era mult mai rapud. In acelasi timp o companie de care putina lume auzise pana atunci, Nexgen, lansa primul sau procesor: Nx586. Complexitatea procesorului K5 a dus la frecvente destul de mici, ceea ce i-a facut pe cei de la AMD sa cumpere compania Nexgen care tocmai terminase design-ul noului lor procesor, NX686. Acest design a fost ulterior folosit de AMD in urmatoarea sa familie de procesoare pe care avea sa o lanseze in 1997.

Cyrix 6x86 (Octombrie 1995)

6x86 a fost replica lui Cyrix la procesorul Pentium al lui Intel. Acest chip era produs initial de catre IBM dat fiind ca Cyrix nu avea unitati de asamblare de procesoare, insa ulterior, odata cu achizitionarea Cyrix de catre National Semiconductor a fost produs chiar de catre acestia. Procesorul a avut un succes destul de mare dat fiind ca era mai rapid decat un Intel Pentium la aceeasi frecventa. De altfel pentru a-l putea compara cu procesoarele de la Intel, cei de la Cyrix au inventat ceea ce s-a numit ulterior P-Rating. De exemplu procesorul Cyrix 6x86 care functiona la 150 de MHz a fost denumit 6x86PR200, ceea ce insemna ca era comparabil ca viteza cu un Pentium la 200. Unul din marile dezavantaje ale acestui procesor a fost insa viteza foarte mica a calculelor in virgula mobila. Cu toate acestea in aplicatiile de tip office s-a dovedit cel putin la fel de rapid ca si un Pentium.

Intel Pentium Pro (1 noiembrie 1995)
Acest procesor a fost una dintre cele mai mari inovatii tehnice produse de Intel pana acum. Procesorul ingloba pentru prima oara in istorie pe langa cache-ul Level1 de 8k pentru date si 8k pentru instructiuni, si un cache Level2 de 256Kb sau 512Kb. Folosea un sistem complex de predictie a ramurii de executie (branch prediction) si executie speculativa (speculative execution) - in momentul in care executia programului ajungea la o bifurcatie ramura corecta nu era stiuta pana in momentul in care se executa instructiunea conditionala; pentru ca procesorul sa nu astepte pana in acea clipa, se alegea una din cele doua ramuri si se incepea executia instructiunilor respective; daca se dovedea ca ramura aleasa a fost cea corecta aceasta insemna un castig important de viteza. Acest microprocesor transforma instructiunile x86 in microoperatii care erau mult mai mici si mai rapide. Acest lucru, cu toate ca avea ca rezultat o viteza mult mai mare a instructiunilor de 32 de biti, a dus la performante mult mai slabe in sistemele de operare care mai contineau cod pe 16 biti. Acesta a fost unul din motivele performantei mai mici comparabil cu Intel Pentium in Windows 95 de exemplu.

Intel Pentium MMX (Ianuarie 1997)
MMX s-a crezut initial ca inseamna MultiMedia eXtension, dar Intel a declarat ca inseamna Matrix Math eXtension. Acesta reprezinta un standard introdus de Intel care aduce cateva noi instructiuni care usurau in principal calculele matematice cu vectori.

AMD K6 (Aprilie 1997)

Ca urmare a cumpararii firmei Nexgen, AMD a reusit sa lanseze un nou procesor, K6 care avea viteze de la 166 la 266MHz. Bineinteles ca politica AMD a fost ca procesoarele sale sa se vanda la aproape jumatate din pretul la care se vindeau procesoarele Intel. K6 incorpora instructiuni MMX (a caror licenta a cumparat-o de la Intel) devenind astfel un rival de temut pentru procesoarele Intel Pentium MMX.

Cyrix 6x86MX (30 Mai 1997)
6x86MX a adus nou extensiile MMX precum si viteze de ceas mai mari decat precedentele chip-uri de la Cyrix. Astfel cel mai performant model era 6x86MX PR266 care rula la 233MHz. De asemenea, marimea memoriei cache Level2 s-a marit de patru ori fata de 6x86, ajungand la 64Kb.

Cyrix MII (14 Aprilie 1998)
Aceasta versiune a chip-ului 6x86 a imbunatatit putin performanta FPU si a atins viteze mai mari ajungand la 300MHz (PR433). De asemenea viteza bus-ului a ajuns la 100MHz.

Cyrix MediaGX (1998)

MediaGX a reprezentat incercarea lui Cyrix de a produce un chip care sa integreze atat functiile de sunet si video, cat si controller-ul de memorie si CPU-ul in sine. Scopul acestui chip a fost acela de a putea produce computere foarte ieftine si la vremea aceea deja se vorbea de calculatoare sub 500$ (ceea ce era foarte putin la acea data) construite in jurul lui MediaGX. Cu toate acestea, nici unul din marii producatori de computere nu a adoptat aceasta solutie, astfel incat procesorul acesta, desi revolutionar, nu a avut deloc succesul scontat.

Procesoarele Cyrix
Arhitectura x86

Corporatia Cyrix este unul dintre furnizorii de baza ai solutiilor bazate pe microprocesoare, care a introdus noi standarde pe piata calculatoarelor personale. In ultimii zece ani Cyrix a dezvoltat aproape o duzina de procesoare originale folosite in milioane de calculatoare din intreaga lume.
In luna noiembrie a anului 1997, Cyrix a fost cumparata de National Semiconductor. Aceasta fuziune a adus doua componente importante pentru Cyrix: capacitatea de productie la nivel mondial a National Semiconductor si infrastructura necesara acestei productii.
Primul produs Cyrix a fost un coprocesor matematic destinat cresterii vitezei de realizare a calculelor matematice. Succesul acestui coprocesor matematic a permis celor de la Cyrix sa distribuie incepand cu 1992, primul procesor din familia x86. Compania a dezvoltat rapid o linie de productie pentru procesoarele 486, si apoi pentru procesoarele din generatia a cincea 5x86, un CPU pentru sistemele PC (mobile si desktop). In 1995, Cyrix a introdus procesorul din generatia a sasea, 6x86, un procesor superscalar, bazat pe o superbanda de asamblare; in iunie 1997, a introdus procesorul MMX 6x86MX, iar in 1998 a aparut procesorul MII.

Procesorul Cyrix 5x86
Familia de procesoare 5x86 reprezinta o noua generatie pe 64 de biti compatibila x86. Unitatea centrala se bazeaza pe o banda de asamblare cu sase nivele, putand executa o instructiune intr-un impuls de tact.
Unitatea centrala 5x86 este divizata in urmatoarele blocuri functionale (Fig. 1): -unitatea pentru numere intregi (Integer Unit - IU), -unitatea in virgula flotanta (Floating Point Unit - FPU) , -unitatea cache (Write-Back Cache) , -unitatea pentru gestiunea memoriei (Memory Management Unit - MMU) , -unitatea de interfata cu magistrala (Bus Interface Unit - BIU).
Unitatea pentru numere intregi contine: -tamponul pentru instructiuni (Instruction Buffer - IB) , -unitatea de aducere a instructiunii (Instruction Fetch Unit - IF) , -unitatea de decodificare a instructiunii (Instruction Decoder Unit - ID).
Instructiunile sunt executate in unitatea pentru numere intregi sau in unitatea de calcul in virgula flotanta. Cache-ul contine cele mai recent utilizate date si instructiuni si asigura accesul rapid la aceste date din partea IU si FPU.
Cand apare o cerere de acces la o locatie din memoria externa, MMU calculeaza adresa fizica pe care o trimite unitatii de interfata cu magistrala, care asigura interfatarea unitatii centrale cu memoria externa si celelalte circuite de pe placa de baza.
Unitatea pentru numere intregi
Aceasta unitate citeste, decodifica si executa intructiunile intr-o banda de asamblare cu sase nivele (Fig. 2): -nivelul de aducere al codului instructiunii (Instruction Fetch - IF) - citeste din cache codul instructiunii urmatoare si il trimite spre decodificare nivelului urmator din banda de asamblare. Se pot citi pana la 128 de octeti intr-un impuls de tact, -nivelul de decodificare a instructiunii (Instruction Decode - ID) - evalueaza sirul de octeti primit de la nivelul IF, determinand numarul de octeti pentru fiecare instructiune si tipul acesteia, pe care apoi le decodifica la viteza de o instructiune intr-un impuls de tact, -primul nivel de caclul al adresei (Address Calculation 1 - AC1) - daca instructiunea are un operand in memorie, acest nivel calculeaza adresa de memorie liniara pentru instructiune, -al doilea nivel de caclul al adresei (Address Calculation 2 - AC2) - realizeaza toate functiile de gestionare a memoriei, accesarea cache-ului si a registrelor. Daca detecteaza o instructiune in virgula flotanta, aceasta este trimisa pentru executie unitatii in virgula flotanta, -nivelul de executie (Execution - EX) - executa instructiunea folosind operanzii furnizati de nivelele pentru calculul adresei, -nivelul write-back (WB) - ultimul nivel din IU, actualizeaza setul de registre sau trimite rezultatul unitatii de interfata cu memoria (Load/Store Unit) din MMU.

Unitatea cache
Procesorul Cyrix 5x86 contine un cache unificat pentru date si instructiuni de 16Ko, set-asociativ pe patru cai, organizat pe 1024 de linii. Scrierile in cache se fac prin metoda write-back. Memoria cache este organizata in patru bancuri a cate 256 linii fiecare, cu 16 octeti pe linie. Fiecare linie cache are asociat cate un tag pe 21 de biti si un bit de valid (arata daca linia contine informatii valide sau nu). Pe langa acesti biti, fiecare linie mai contine inca patru biti care indica daca continutul liniei a fost modificat (dirty bits), cate unul pentru fiecare dublu-cuvant din linie. Acesti ultimi patru biti permit marcarea independenta a fiecarui dublu-cuvant ca fiind modificat, in loc de a marca intreaga linie ca fiind modificata.

Unitatea de gestionare a memoriei
MMU translateaza adresele liniare furnizate de IU in adrese fizice, pentru a putea fi folosite de unitatea cache si unitatea de interfata cu magistrala. Mecanismul de paginare este cel standard x86.
Unitatea pentru gestionarea memoriei mai contine un bloc (Load/Store Unit) care planifica accesele la memoria cache si memoria externa si implementeaza urmatoarele concepte: -reordonarea citirilor si scrierilor - confera o prioritate mai mare citirilor din memorie fata de scrierile in memorie, -evitarea citirilor din memorie - elimina citirile inutile din memorie prin folosirea datelor existente deja in unitatea centrala (in cazul dependentelor de tipul citire dupa scriere).
Controlul ramificatiilor, prezicerea ramificatiilor, dependentele intre date, unitatea in virgula flotanta, unitatea de interfata cu magistrala vor fi prezentate la procesorul 6x86.

Procesorul Cyrix 6x86
Procesorul Cyrix 6x86 este cel mai performant dintre procesoarele de generatia a sasea compatibile x86. Imbunatatirea performantelor este realizata prin utilizarea unei arhitecturi superscalare, bazate pe o superbanda de asamblare.
Cyrix 6x86 este un procesor superscalar, deoarece contine doua benzi de asamblare separate ce permit procesarea mai multor instructiuni in acelasi timp. Folosirea unei tehnologii de procesare avansate si cresterea numarului de nivele in benzile de asamblare (superpipelining) permit procesorului 6x86 sa atinga frecvente de lucru mai mari de 100MHz.
Prin folosirea caracteristicilor arhitecturale unice, procesorul 6x86 elimina multe dintre dependentele intre date si conflictele la accesarea resurselor, rezultand o performanta optima atat pentru programele pe 16 biti cat si pentru cele pe 32 de biti.
Procesorul Cyrix 6x86 contine doua cache-uri: -un cache unificat (pentru date si pentru instructiuni) de 16Ko dual port, si -un cache de instructiuni de 256 octeti.
Deoarece cache-ul unificat poate contine instructiuni si date in orice raport, acesta ofera o rata a hit-urilor (numarul de accese in cache, raportat la numarul total de accese) mai mare comparativ cu doua cache-uri separate pentru date si pentru instructiuni, avand dimensiuni egale. O crestere a latimii de banda a transferurilor cache-unitatea intreaga este realizata prin suplimentarea cache-ului unificat cu un mic cache de instructiuni foarte rapid, complet asociativ. Prin includerea acestui cache de instructiuni, se evita conflictele excesive intre accesele pentru date si pentru cod in cache-ul unificat.
Unitatea in virgula flotanta din procesor permite executarea instructiunilor in virgula flotanta in paralel cu instructiunile intregi. Aceasta contine o coada de instructiuni pe patru nivele si o coada pentru datele scrise tot pe patru nivele, pentru a facilita executia paralela.
Procesorul 6x86 este alimentat la 3.3V ducand la un consum redus pentru toate frecventele de lucru. In plus, 6x86 mai poseda un mod de suspendare pe nivel scazut, posibilitatea de a intrerupe tactul si modul de management al sistemului (SMM) pentru aplicatiile sensibile la alimentare.

Principalele blocuri funtionale
Procesorul Cyrix 6x86 contine cinci mari blocuri functionale (Fig. 3): -Unitatea intreaga (Integer Unit - IU) , -Unitatea cache (Cache Unit) , -Unitatea de gestionare a memoriei (Memory Management Unit - MMU) , -Unitatea in virgula flotanta (Floating Point Unit - FPU) , -Unitatea de interfata cu magistrala (Bus Interface Unit - BIU).
Instructiunile sunt executate in cele doua benzi de asamblare intregi (X si Y) si in unitatea in virgula flotanta. Cache-ul contine cele mai recent utilizate date si instructiuni pentru a permite accese rapide la informatii din partea IU si FPU.
Adresele fizice sunt calculate de MMU si sunt trimise unitatii cache si unitatii de interfata cu magistrala. BIU ofera o interfata intre placa sistem externa si unitatile interne ale procesorului.

Unitatea intreaga
Unitatea de calcul cu numere intregi ofera o executie paralela a instructiunilor in doua benzi de asamblare pentru numere intregi cu sapte nivele (Fig. 4). Fiecare din cele doua benzi de asamblare (X si Y) poate procesa simultan cateva instructiuni.
Benzile de asamblare intregi contin urmatoarele nivele de prelucrare: -aducerea codului instructiunii (Instruction Fetch ?IF) , -primul decodificator pentru instructiuni (Instruction Decode 1 ? ID1) , -al doilea decodificator pentru instructiuni (Instruction Decode 2 ? ID2) , -primul bloc de calculare a adresei (Address Calculation 1 ? AC1) , -al doilea bloc de calculare a adresei (Address Calculation 2 ? AC2) , -executie (Execute ? EX) , -writeback (WB) (Fig. 4).
Nivelul de aducere al codului instructiunii (IF) este impartit de cele doua benzi de asamblare, aduce cate 16 octeti de cod din unitatea cache intr-un singur ciclu de tact. In acest nivel se cauta orice instructiune de salt ce poate apare in fluxul de cod si poate afecta secventierea normala a programului. Daca este detectata o instructiune de salt neconditionat sau una de salt conditionat, logica de prezicere a salturilor din acest nivel genereaza o posibila adresa destinatie pentru instructiunea de salt. Apoi IF aduce codul instructiunilor incepand cu aceasta adresa.
Functia de decodificare a codului instructiunii este realizata de nivelele ID1 si ID2. Nivelul ID1, folosit de ambele benzi de asamblare, evalueaza sirul de octeti de cod transmis de nivelul IF si determina numarul de octeti pentru fiecare instructiune. Acest nivel poate trimite cel mult doua instructiuni intr-un impuls de tact nivelului ID2, cate una pentru fiecare banda de asamblare.
Cele doua nivele ID2 decodifica instructiunile si le trimite uneia din cele doua benzi de asamblare X sau Y spre executie. Banda de asamblare este aleasa bazata pe tipul instructiunilor aflate deja in fiecare banda si cat de repede se presupune ca se vor termina.

Functia de calculare a adreselor este realizata tot in doua nivele: AC1 si AC2. Daca instructiunea are o referinta la un operand in memorie, AC1 calculeaza o adresa de memorie liniara pentru instructiune.
Nivelul AC2 realizeaza toate functiile de gestiunea memoriei cerute, accesele la cache si accesele la setul de registre. Daca AC2 detecteaza o instructiune in virgula flotanta, aceasta este trimisa spre prelucrare unitatii FPU.
In nivelul de executie (EX), se executa instructiunile folosind operanzii primiti din nivelul AC2.
Nivelul writeback (WB) este ultimul din unitatea de lucru cu numere intregi. In acest nivel sunt stocate rezultatele executiei sau in registre sau in tamponul de scriere din unitatea cache.

Procesarea in inordine
Daca o instructiune este executata mai repede decat instructiunea precedenta din cealalta banda de asamblare, instructiunile sunt completate in inordine. Toate instructiunile sunt prelucrate in ordine pana la nivelul EX. In timp ce in nivelele EX si WB instructiunile pot fi executate in inordine.
Daca exista dependente de date intre cele doua instructiuni, este necesara interventia unui bloc care sa asigure executia corecta a programului. Astfel, chiar daca instructiunile sunt executate in inordine, exceptiile si scrierile din cadrul instructiunilor sunt intotdeauna efectuate in ordinea ceruta de program.

Selectarea benzii de executie
In majoritatea cazurilor, instructiunile sunt prelucrate in oricare din cele doua benzi de asamblare si nu exista constrangeri cu privire la tipul instructiunilor executabile in paralel in cele doua benzi de asamblare. Insa, unele instructiuni pot fi prelucrate doar de banda de asamblare X: -instructiunile de salt, -instructiunile in virgula flotanta, -instructiunile exclusive.
Instructiunile de salt si cele in virgula flotanta pot fi executate in paralel cu o alta instructiune ce poate fi executata in banda Y. Instructiunile exclusive nu pot fi executate in paralel cu nici o alta instructiune. Aceste instructiuni necesita accese multiple la memorie. Chiar daca aceste instructiuni sunt executate exclusiv, este folosit hardware-ul din cele doua benzi de asamblare pentru a se accelera completarea instructiunii. In continuare sunt insirate tipurile de instructiuni exclusive ale procesorului 6x86: -incarcarea segmentelor in modul protejat, -accesele la registrele speciale (registrele de control, debug si test) , -instructiunile pe siruri, -inmultirea si impartirea, -accesele la porturile I/O, -PUSHA si POPA, -salturile intersegment, apelurile de proceduri si iesirea din proceduri intersegment.

Solutionarea dependentelor de date
Cand doua instructiuni care sunt executate in paralel acceseaza aceeasi data sau acelasi registru, poate apare una din urmatoarele tipuri de dependente de date: -citire dupa scriere (Read-After-Write - RAW) , -scriere dupa citire (Write-After-Read - WAR) , -scriere dupa scriere (Write-After-Write - WAW).
Dependentele intre date in mod normal necesita serializarea executiei instructiunilor implicate. Insa, 6x86 implementeaza urmatoarele trei mecanisme ce permit executia paralela a instructiunilor ce contin dependente intre date: -redenumirea registrelor (Register Renaming) , -inaintarea datelor (Data Forwarding) , -evitarea datelor (Data Bypassing). In continuare, se vor descrie pe scurt aceste meacnisme.

Redenumirea registrelor
Procesorul Cyrix 6x86 contine 32 registre fizice de uz general. Fiecare din cele 32 de registre din fisierul de registre poate fi desemnat a fi unul din registrele de uz general din arhitectura x86 (EAX, EBX, ECX, EDX, ESI, EDI, EBP si ESP). Pentru fiecare operatie de scriere intr-un registru este selectat un nou registru fizic, pentru a se retine temporar si data precedenta. Redenumirea registrelor elimina efectiv toate dependintele WAW si WAR. Pentru programator este transparent acest mod de redenumire a registrelor; este transparent atat pentru sistemul de operare, cat si pentru programele aplicatie.
Exemplul 1. Redenumirea registrelor elimina dependentele de tipul scriere dupa citire (WAR). O dependenta de tip WAR apare atunci cand prima dintr-o pereche de instructiuni citeste un registru logic si a doua instructiune scrie in acelasi registru. Acest tip de dependenta este ilustrat de perechea de instructiuni de mai jos:

banda X banda Y
(1) MOV BX, AX (2) ADD AX, CX
(BX <- AX) (AX <- AX + CX)
(Ordinea initiala din program a instructiunilor este aratata de numerele din paranteze.)
In absenta redenumirii registrelor, instructiunea ADD din banda de asamblare Y ar trebui sa astepte pana cand instructiunea MOV din banda de asamblare X ar citi registrul AX.
Insa, procesorul 6x86 evita blocarea benzii de asamblare intr-o astfel de situatie. Pe masura ce este executata fiecare instructiune, rezultatele sunt plasate intr-un nou registru fizic, pentru a evita posibilitatea suprascrierii unei valori a unui registru logic si pentru a permite executia in paralel a doua instructiuni fara blocare (fara a fi necesara nici o secventiere la accesarea aceleiasi resurse) (Tab.1).
Exemplul 2. Redenumirea registrelor elimina dependentele de tipul scriere dupa scriere (WAW)
O dependenta WAW apare cand doua instructiuni consecutive realizeaza scrierea in acelasi registru logic. Acest tip de dependenta este ilustrat de:

banda X banda Y
(1) ADD AX, BX (2) MOV AX, amemi
(AX <- AX + BX) (AX <- amemi)
Fara denumirea registrelor instructiunea MOV din banda de asamblare Y ar trebui sa fie intrerupta pentru a garanta ca instructiunea ADD din banda X si-a depus rezultatul in AX (Tab.2).

Inaintarea datelor (Data Forwarding)
Doar redenumirea registrelor, nu poate elimina dependentele de tipul citire dupa scriere (RAW). 6x86 foloseste doua tipuri de data forwarding impreuna cu redenumirea registrelor pentru a elimina acest tip de dependente: -inaintarea operandului (operand forwarding), - apare cand prima dintr-o pereche de instructiuni efectueaza o citire din registru sau memorie iar aceasta data este necesara celei de-a doua instructiuni. CPU executa operatia de citire si furnizeaza data citita ambelor instructiuni; -inaintarea rezultatului (result forwarding) - apare atunci cand prima dintr-o pereche de instructiuni executa o operatie (cum ar fi ADD) iar rezultatul ei este citit de o a doua instructiune. CPU-ul executa operatia primei instructiuni si depune rezultatul operatiei in destinatiile ambelor instructiuni simultan.
Exemplul 3. Inaintarea operandului elimina dependenta de tipul RAW
O dependenta de tipul RAW apare cand prima dintr-o pereche de instructiuni realizeaza o scriere iar a doua instructiune citeste acelasi registru.

banda X banda Y
(1) MOV AX, amemi (2) ADD BX, AX
(AX <- amemi) (BX <- AX + BX)
Inaintarea operandului poate apare doar daca prima instructiune nu modifica valoarea initiala a datei (Tab. 3).
Exemplul 4. Inaintarea rezultatului elimina dependenta de tipul RAW
O dependenta de tipul RAW apare cand prima dintr-o pereche de instructiuni realizeaza o scriere iar a doua instructiune citeste acelasi registru.

banda X banda Y
(1) ADD AX, BX (2) MOV amemi, AX
(AX <- AX + BX) (amemi <- AX)
A doua instructiune trebuie sa fie o instructiune de transfer iar destinatia ei poate fi sau un registru sau o locatie de memorie (Tab. 4).

Evitarea datelor (Data Bypassing)
Pe langa redenumirea registrelor si inaintarea datelor, 6x86 contine o a treia tehnica de eliminare a dependentelor de date, denumita evitarea datelor. Aceasta reduce scaderilor in performanta ale acelor dependente de tipul RAW din memorie ce nu pot fi eliminate cu ajutorul inaintarii datelor.
Evitarea datelor apare cand prima dintr-o pereche de instructiuni scrie in memorie si urmatoarea citeste aceeasi data din memorie. 6x86 retine data din prima instructiune si o paseaza celeilalte instructiuni, astfel eliminandu-se un ciclu de citire din memorie.
Exemplul 5. Evitarea datei in dependenta de tipul RAW
In acest exemplu, dependenta de tipul RAW apare cand prima instructiune efectueaza o scriere in memorie iar instructiunea urmatoare citeste aceeasi locatie de memorie (Tab. 5).

banda X banda Y
(1) ADD amemi, AX (2) SUB BX, amemi
(amemi <- amemi + AX) (BX <- BX - amemi)
Controlul ramificatiilor
In programe instructiunile de salt apar in proportie de 20-25%. Cand fluxul de secventiere normala al programului se schimba datorita unei instructiuni de salt, nivelele benzilor de asamblare trebuie blocate pana cand CPU-ul calculeaza adresa, aduce si decodifica noul flux de instructiuni. Procesorul Cyrix 6x86 minimizeaza degradarea in performanta si latenta introduse de instructiunile de salt prin folosirea conceptelor de prezicere a salturilor si executie speculativa.

Prezicerea salturilor
Procesorul 6x86 foloseste un tabel al adreselor destinatie (Branch Target Buffer - BTB) cu 256 de intrari, set asociativ pe 4 cai, pentru mentinerea adreselor destinatie ale instructiunile de salt si a altor informatii necesare prezicerii acestor salturi. In timpul aducerii codului instructiunii sunt cautate instructiunile de salt in fluxul de instructiuni. Daca este descoperita o instructiune de salt neconditionat, CPU-ul acceseaza BTB pentru a afla adresa destinatie a instructiunii de salt. Daca aceasta adresa exista in BTB, CPU-ul incepe sa aduca instructiunile de la noua adresa.
In cazul salturilor conditionate, BTB mai mentine o serie de informatii cu privire la istoricul efectuarii saltului respectiv (pentru a se putea lua decizia de efectuare sau nu a saltului). Daca instructiunea de salt conditionat este gasita in BTB, 6x86 incepe aducerea instructiunilor de la adresa prezisa. Daca instructiunea nu este gasita in BTB, 6x86 prezice neexecutarea saltului si aducerea instructiunilor va continua cu adresa urmatoare. Decizia de efectuare sau nu a saltului este luata pe baza unui algoritm de prezicere a salturilor.
Odata ce a fost adus codul unei instructiuni de salt conditionat, aceasta este decodificata si distribuita spre executie benzii de asamblare X. Instructiunea trece prin nivelele benzii de asamblare X si este terminata sau in nivelul EX sau in WB, in functie de instructiunea care a setat indicatorii de conditii: -daca instructiunea care a setat indicatorii de conditii este executata in paralel cu instructiunea de salt conditionat, atunci aceasta este terminata in nivelul WB, -daca instructiunea care a setat indicatorii de conditii a fost executata inaintea instructiunii de salt, atunci aceasta se va termina in EX.
Instructiunile de salt conditionat corect prezise se vor executa intr-un singur impuls de tact. Daca dupa terminarea executiei instructiunii de salt conditionat s-a detectat o prezicere eronata a saltului, CPU-ul goleste benzile de asamblare si incepe executia de la adresa corecta. Procesorul 6x86 in cazul unei instructiuni de salt conditionat aduce in avans atat instructiunea prezisa cat si cealalta, dar o trimite benzii de asamblare spre executie doar pe cea prezisa. Astfel ca, in cazul unei preziceri eronate, instructiunea de la adresa neprezisa nu va mai fi citita din cache, deoarece a fost adusa deja. Daca instructiunea de salt conditionat a fost rezolvata in nivelul EX, atunci intarzierea in cazul unei preziceri eronate este de patru impulsuri de tact, iar daca instructiunea de salt a fost rezolvata doar in WB, atunci intarzierea este de cinci impulsuri de tact.
Deoarece instructiunea de revenire dintr-o subrutina (RET) este dinamica, procesorul 6x86 mentine adresele pentru aceste instructiuni intr-o stiva cu opt intrari. Adresa de revenire este introdusa in stiva adreselor de revenire de catre instructiunea CALL, si este scoasa de catre instructiunea RET corespunzatoare.

Executia speculativa
Procesorul 6x86 are posibilitatea de a executa speculativ instructiunile urmatoare unei instructiuni in virgula flotanta sau a unei instructiuni de salt. Executia speculativa permite benzilor de asamblare sa execute continu instructiuni dupa un salt, fara a fi necesara blocarea benzii de asamblare pana la obtinerea rezultatului executiei instructiunii de salt conditionat. Acelasi mecanism este folosit pentru a se executa instructiuni in virgula flotanta in paralel cu instructiunile de numere intregi.
Procesorul are posibilitatea de executie in patru nivele de speculatie. Dupa generarea unei noi adrese prin mecanismul de predictie, CPU-ul salveaza starea curenta (registrele, indicatorii de conditii, etc.), incrementeaza numaratorul nivelului de speculatie si incepe executia fluxului de instructiuni prezis.
Odata ce instructiunea de salt a fost rezolvata, CPU-ul decrementeaza nivelul de speculatie. Pentru un salt corect prezis este stearsa starea resurselor salvate la intrarea in nivelul de speculatie curent. Pentru un salt prezis eronat, procesorul 6x86 genereaza adresa corecta pentru urmatoarea instructiune si foloseste valorile de stare salvate pentru a restaura starea curenta, intr-un singur impuls de tact.
Pentru a se mentine compatibilitatea, nu sunt permise scrierile in memorie sau cache, pana cand nu este rezolvata instructiunea de salt. Executia speculativa continua pana cand apare una din urmatoarele conditii: -este decodificata o noua instructiune de salt sau de calcul in virgula flotanta si nivelul de speculatie este patru (maximul) , -apare o exceptie sau o eroare, -tamponul de scriere este plin, -se incearca modificarea unei resurse a carei stare nu a fost salvata (registrele segment, indicatorii sistem).

Cache-ul unificat de date si instructiuni
Procesorul Cyrix 6x86 contine un cache unificat si un cache de instructiuni (Fig. 5). Cache-ul unificat cu dimensiunea de 16Ko functioneaza ca un cache primar (L1) de date si ca un cache secundar (L2) de instructiuni. Configurat ca un cache set-asociativ pe patru cai, contine pana la 16Ko de cod si date in 512 linii. Cache-ul este dual-port si permite executarea a doua din operatiile urmatoare in paralel: -citirea unui cod de instructiune, -citirea unei date (de catre banda X, banda Y sau FPU) , -scrierea unei date (de catre banda X, banda Y sau FPU).
Acest cache foloseste un algoritm de replasare pseudo-LRU (Last Recently Used) si poate fi configurat sa aloce o noua linie de cache doar la un miss de citire, sau si la citire si la scriere.
Cache-ul de instructiuni de 256 octeti complet asociativ serveste drept cache de instructiuni primar (L1). Cache-ul de instructiuni este incarcat din cache-ul unificat prin magistrala de date interna. Citirile codurilor de instructiuni din unitatea pentru numere intregi care se gasesc in cache-ul de instructiuni nu mai acceseaza cache-ul unificat. Daca instructiunea nu este gasita in cache-ul de instructiuni, linia din cache-ul unificat care contine instructiunea respectiva, este transferata atat cache-ului de instructiuni cat si unitatii pentru numere intregi.

Acest cache foloseste tot algorimtul de replasare pseudo-LRU. Pentru a se asigura operarea corecta in cazul codului automodificabil, orice scriere in cache-ul unificat este verificata cu continutul cache-ului de instructiuni. Daca a fost modificata o locatie care este prezenta si in cache-ul de instructiuni, atunci linia ce contine respectiva locatie este dezactivata.

Unitatea de gestionare a memoriei
Unitatea de gestionare a memoriei (Memory Management Unit - MMU) a procesorului Cyrix 6x86, prezentata in Fig. 6, translateaza adresele liniare furnizate de IU intr-o adresa fizica, pentru a putea fi utilizata in continuare de cache si interfata cu magistrala. MMU include doua mecanisme de paginare, un mecanism traditional si un mecanism specific lui 6x86 cu pagini de dimensiuni variabile (Fig. 6).

Mecanismul de paginare cu dimensiunea paginilor variabila
Acest mecanism de paginare permite programelor sa mapeze pagini cu dimensiunea intre 4Ko si 4Go. Folosirea paginilor de dimensiuni mari poate duce la sporirea performantei unor anumite aplicatii.

Mecanismul traditional de paginare
Mecanismul traditional de paginare a fost imbunatatit la 6x86 prin adaugarea unui cache pentru tabelul directorilor (Directory Table Entry -DTE) si un TLB victima. TLB-ul principal este cu mapare directa si contine 128 de intrari pentru tabelul paginilor. Cache-ul DTE cu patru intrari complet asociative contine accesele cele mai recente la DTE.
TLB-ul victima contine liniile din TLB principal care au fost inlocuite datorita unui miss in TLB. Daca se face referirea la o pagina ce are PTE-ul in TLB-ul victima, linia aceasta este schimbata cu o linie din TLB-ul primar.

Unitatea in virgula flotanta
Interfata dintre unitatea in virgula flotanta (FPU) a procesorului 6x86 si unitatea pentru numere intregi este realizata printr-o magistrala interna pe 64 de biti. Setul de instructiuni FPU al procesorului 6x86 este compatibil x87 si adera standardului IEEE-754.
Procesorul Cyrix 6x86 executa instructiunile intregi in paralel cu instructiunile in virgula flotanta. Instructiunile intregi pot fi executate in inordine cu respectarea instructiunilor FPU.
Asa cum s-a mai spus, instructiunile FPU sunt intotdeauna executate in banda de asamblare X. Nivelul pentru calculul adresei din banda X verifica aparitia exceptiilor de gestionare a memoriei si acceseaza operanzii din memorie folositi de FPU. Daca nu apare nici o exceptie, se salveaza starea curenta a procesorului in AC2 si trimite instructiunea in virgula flotanta spre executie FPU-ului. Apoi unitatea centrala poate executa orice instructiune intreaga urmatoare, speculativ si in inordine.
Unitatea centrala 6x86 poate trimite pana la patru instructiuni FPU in coada de asteptare a FPU. CPU-ul continua cu executia speculativa si in inordine pana cand apare una dintre conditiile ce cauzeaza oprirea executiei speculative. Pe masura ce FPU termina de executat o instructiune in virgula flotanta, este decrementat nivelul speculativ si sunt sterse valorile de stare salvate la inceputul acestei instructiuni. Unitatea in virgula flotanta mai contine si un set de patru tampoane de scriere pentru a preveni intreruperile datorate scrierilor speculative.

Procesoarele Cyrix 6x86MX si MII
Aceste procesoare au la baza nucleul procesorului 6x86, imbunatatit cu cele 57 instructiuni multimedia noi, compatibile cu tehnologia MMX. In plus, 6x86MX si MII lucreaza la frecvente mai mari, contin un cache de dimensiune mai mare, un tampon destinat translatarii adreselor liniare in adrese fizice (TLB) pe doua nivele si un cache destinat adreselor de salt imbunatatit (Fig. 7).
Pentru a oferi suportul pentru operatiile multimedia, cache-ul poate fi transformat intr-o memorie RAM scratchpad. Aceasta memorie functioneaza ca o memorie privata pentru CPUsi nu participa in operatiile cache.

Evolutia procesoarelor
Pana unde se poate merge in directia miniaturizarii si cresterii performantelor?
O privire asupra dezvoltarii procesoarelor de la origini pana in prezent ne poate permite sa caracterizam arhitecturile microprocesoarelor contemporane si chiar sa incercam sa prevedem cum vor arata cele de maine.

Am intalnit de mai multe ori un banc pe Internet, care spunea ca, daca masinile ar fi evoluat in aceeasi masura cu calculatoarele, acum ar fi mers 120 de kilometri cu benzina dintr-o bricheta si ar fi costat cat o paine. Pe de alta parte, un contra-banc, din partea industriei automobilistice, ofensate, zicea apoi ca, daca ar fi evoluat la fel, masina ar fi refuzat sa mai mearga de cateva ori pe zi, si ar fi trebuit sa o duci inapoi in garaj ca sa reporneasca.
Adevarul este ca progresele facute de tehnologia calculatoarelor sunt absolut uluitoare; ajunge sa iti cumperi un calculator nou dupa doi ani ca sa fii impresionat de castigul de performanta inregistrat. Sporul de performanta se datoreaza unor procesoare din ce in ce mai sofisticate si mai rapide, si unor memorii de capacitati din ce in ce mai mari.
Raspunzatoare pentru cresterea exponentiala a performantei sunt insa in cea mai mare masura microprocesoarele. In acest articol vom arunca o privire asupra evolutiei microprocesoarelor de la origini pana in prezent. Vom incerca apoi sa caracterizam arhitecturile procesoarelor contemporane si sa extrapolam din datele la dispozitie, speculand despre unele din posibilele evolutii viitoare.
Trebuie sa atrag de la inceput atentia ca nu am insusiri paranormale si, ca atare, nu sunt profet. Domeniul tehnologiilor de calcul este extraordinar de volatil si se misca cu o viteza fantastica; orice previziune este cel putin hazardata. De altfel caseta "Performante - estimari" ilustreaza acest fapt, contrapunand previziunile din urma cu cativa ani ale unei organizatii extrem de prestigioase, Semiconductor Industry Association (SIA, https://www.semichips.org/), cu realitatea. Deci nu va asteptati de la mine la mai mult.
Am mai publicat in PC Report o serie intreaga de articole despre arhitectura procesoarelor moderne, pe care le voie cita ocazional; toate acestea sunt disponibile din pagina mea de web. Articolul de fata va fi insa mai superficial. Exista o cantitate enorma de informatie pe web. In acest articol am folosit in mod repetat informatii de la https://bwrc.eecs.berkeley. edu/CIC/, CPU Info Center.
Aspecte economice
Un istoric interesant al diferitelor idei arhitecturale din microprocesoare puteti gasi pe web la https://bwrc.eecs.berkeley.edu/CIC/archive/ cpu_history.html.
Primul microprocesor a fost creat de firma Intel in 1971. Numele sau era Intel 4004, si era un procesor pe 4 biti. Aparitia primului microprocesor a fost un pas cu uriase consecinte in evolutia ulterioara a sistemelor de calcul. Diferenta intre microprocesor si metodele indeobste folosite era ca procesorul strange pe o singura pilula de siliciu toate unitatile functionale importante necesare executarii programelor; fiind toate strans integrate, comunicatia intre ele este rapida si eficace, permitand dintr-o data un salt calitativ.
Nu mai putin importanta este reducerea de cost care urmeaza unei astfel de integrari. Cu siguranta ca principalul motiv al evolutiei explozive a tehnologiei circuitelor integrate nu este de natura tehnologica, ci economica: spirala preturilor din ce in ce mai scazute face echipamentele de calcul din ce in ce mai accesibile, cererea creste, ducand la venituri mai ridicate pentru fabricanti, care investesc mai mult in cercetare/dezvoltare si linii tehnologice, obtinand densitati mai mari, permitand integrarea mai multor circuite precum si costuri si mai scazute. Cu toata scaderea de pret, veniturile globale ale industriei semiconductoarelor au crescut in mod galopant: numai anul trecut vanzarile globale au fost de 149 de miliarde de dolari!
Esential pentru a mentine aceasta spirala este faptul ca echipamentele de calcul maresc enorm productivitatea muncii, direct sau indirect: de aici cererea crescanda. Iar expertii afirma ca acesta este doar inceputul si ca in viitor fiecare individ va depinde de zeci de dispozitive de calcul in fiecare clipa. Nu suntem prea departe de acest punct: chiar in ziua de azi, o masina moderna are in medie 15 microprocesoare, care controleaza, regleaza si diagnosticheaza tot felul de parametri, de la injectie pana la frane.
Nu pot sa ma abtin sa remarc ca Statele Unite ale Americii atribuie o treime din cresterea venitului national brut in anul trecut doar tehnologiilor informationale, care insa ocupa doar 8% din forta de munca. In foarte mare masura, tehnologia informatiei este responsabila pentru fenomenala dezvoltare economica pe care Statele Unite o traverseaza in acesti ani.
Aspecte cantitative
Sa lasam acum deoparte economia, si sa aruncam o privire asupra evolutiei unor parametri ai procesoarelor de-a lungul timpului. Tabela "Cronologia Intel" prezinta evolutia generatiilor succesive ale celei mai proeminente familii de procesoare, ale firmei Intel.
Ultima coloana din tabel si figura "Performante - estimari" arata care este impactul miniaturizarii: aceasta coloana indica dimensiunea de baza (feature size), care poate fi vazuta ca fiind dimensiunea unui tranzistor. Orice reducere a acestei valori are un impact cvadratic, pentru ca suprafata creste cu patratul laturii. O reducere de la 2 microni la 1,5 (50%) mareste deci suprafata efectiva cu 77% (4/2,25 = 1,77).
Din fericire, reducerea dimensiunilor mai are inca o consecinta foarte importanta: traseele pe care trebuie sa le parcurga curentul electric intre dispozitive devin mai scurte, deci se pot parcurge mai rapid. Proiectantii pot face deci procesorul sa functioneze cu un ceas mai rapid.
Observatie: Majoritatea covarsitoare a procesoarelor contemporane functioneaza in mod sincron: intreaga lor functionare este orchestrata de un tact de ceas, care garanteaza ca feluritele parti sunt sincronizate. Din ce in ce mai mult insa se tinde spre scheme cu multiple semnale de ceas, sau chiar scheme asincrone. Nu ne vom ocupa insa de aceste evolutii in textul acestui articol.
Faptul ca avem siliciu la dispozitie pentru a implementa mai multi tranzistori inseamna ca:
1). Putem muta mai multe circuite auxiliare pe acelasi cip. Evolutia procesoarelor cunoaste cateva salturi calitative: cand miniaturizarea facea posibila integrarea unui nou dispozitiv pe acelasi circuit integrat, se realiza un salt de performanta. Astfel, au fost integrate succesiv: unitati din ce in ce mai mari de procesare (8, 16, 32, acum 64 de biti), coprocesoare aritmetice, unitati de management al memoriei, cache-uri de nivel 1 si chiar 2;
2). Designerii folosesc tranzistorii suplimentari pentru a construi circuite mai sofisticate, care pot executa mai repede si mai eficient programele. Metoda fundamentala folosita este de a face mai multe lucruri in paralel.
Impreuna aceste trei fenomene (viteza ceasului, integrarea pe o singura pastila si exploatarea paralelismului) contribuie la cresterea performantei totale a procesoarelor. Asa cum am povestit si cu alte ocazii, masurarea performantei unui calculator se face evaluand sistemul pe mai multe programe (deci performanta depinde foarte mult si de compilatorul folosit), care de obicei fac parte din suite de teste standardizate (benchmark suites). Cele mai folosite pentru a evalua procesoare sunt cele din seria SPEC (Standard Performance Evaluation Corporation, https:// www.specbench.org). Nu ne va interesa acum prea tare ce reprezinta numerele acestea; cert este ca cu cat sunt mai mari, cu atat e mai bine. Graficul din figura "Performante - SPEC" arata evolutia performantei procesoarelor in ultimii 10 ani, in termeni SPEC.
Evolutia urmareste aproximativ o curba exponentiala: in fiecare an performanta creste cu 60%.
Tehnologii arhitecturale
Asa cum am ilustrat in seria mea de articole intitulate "Arhitectura avansata a procesoarelor", o multime de inovatii tehnologice au fost introduse una dupa alta in arhitecturi; de fapt intentionez sa continui aceasta serie si in viitor, pentru ca mai sunt de prezentat si alte mecanisme importante.
Imi permit sa prezint in continuare viziunea profesorului John Hennessy, de la universitatea Stanford, asa cum a expus-o in prelegerea pe care a tinut-o ca invitat la Federated Computer Research Conferences, in mai 1999.
Hennessy vede doua tehnologii arhitecturale ca fiind esentiale: exploatarea paralelismului la nivel de instructiune (Instruction Level Parallelism, ILP) si ierarhii sofisticate de memorie (cache-uri). Sa spunem cateva cuvinte despre fiecare:
ILP
Paralelismul la nivel de instructiune consta in independenta instructiunilor din programe una de alta, ceea ce ne permite sa executam mai multe instructiuni simultan. Am vorbit altadata pe larg despre paralelismul la nivel de instructiune; sa observam ca toate procesoarele contemporane il exploateaza prin doua forme:
Executia pe banda de asamblare (pipeline) a instructiunilor succesive;
Executia in paralel a instructiunilor independente: procesoarele de tip VLIW (very long instruction word) aleg la compilare care instructiuni merg in paralel, iar procesoarele superscalare fac aceasta alegere in timpul executiei.
Astfel, in 1985 au aparut primele procesoare cu banda de asamblare, in 1990 primele procesoare de tip VLIW, iar in 1995 procesoare foarte sofisticate superscalare, care pot executa instructiunile in ordini foarte diferite de cea din program (out-of-order execution).
Cache-uri
Am scris in repetate randuri despre cache-uri in PC Report (de pilda martie 1997 si noiembrie 1998). Aici vom arunca doar o privire superficiala asupra lor; scopul nostru este de a intelege de ce cache-urile joaca un rol fundamental in cresterea performantei. Figura "Performante - memorii si procesoare" ne ofera cheia: desi atat procesoarele cat si memoriile cresc constant in viteza, cresterea procesoarelor este cu 50% mai rapida decat a memoriilor. Ca atare exista o disparitate crescanda intre nevoile de date (si instructiuni) ale procesorului si ceea ce memoriile pot oferi. Durata unui acces la memorie ajunge la zeci de cicli de ceas pentru procesoarele contemporane. Intarzierea accesului este si mai exacerbata in cazul sistemelor care au mai multe procesoare, in care caz timpii de acces la date pot ajunge la mii de cicli.

Din aceasta cauza se construiesc cache-uri, care sunt memorii mai mici si mai rapide, care se plaseaza intre procesor si memoria principala, si in care sunt aduse datele pentru prelucrare. Proiectantii au reusit sa sporeasca eficacitatea cache-urilor folosind doua metode:
(a) Prin folosirea unor cache-uri din ce in ce mai mari, plasate din ce in ce mai aproape de procesor. Aceasta evolutie este clar vizibila:
Primele procesoare nu aveau nici un fel de cache, pentru ca memoriile erau suficient de rapide pentru a le servi cu date. In 1980 au aparut cache-uri (L1) sub forma unor circuite speciale, care in 1984 au fost integrate pe aceeasi pilula de siliciu cu procesorul central, dupa care (1986) a aparut un al doilea nivel de cache (L2), mai mare si ceva mai lent, care in procesoarele moderne (1995) este la randul lui adesea integrat cu circuitul microprocesorului, pentru a permite un acces rapid. Au aparut nivele tertiare de cache (1999).
(b) Pe de alta parte metodele de management ale cache-urilor sunt din ce in ce mai sofisticate:
Au aparut cache-uri care servesc procesorul de indata ce primul cuvant a sosit, chiar daca restul sunt pe drum (early restart, 1992), cache-uri care nu blocheaza procesorul cand datele lipsesc, ci ii permit sa continue executia (non-blocking, 1994) si tot felul de alte tehnologii sofisticate, pe care le-am expus in alte parti (cache-uri victima, buffere de scriere, instructiuni speciale (prefetching) de management al cache-ului etc.). Tot aici se cuvine sa mentionam multiprocesoarele simetrice si protocoalele de coerenta ale cache-urilor pentru astfel de sisteme; toate procesoarele moderne sunt construite pentru a fi folosite in sisteme multi-procesor, si includ astfel de dispozitive.
Arhitecturile contemporane
Astfel, urmarind evolutia arhitecturilor, am ajuns pana in ziua de azi. Vom incerca sa caracterizam sumar starea arhitecturilor, dupa care vom arunca o privire asupra unora din directiile viitoare.
Hardware si software. Istoria moderna a procesoarelor contrapune doua paradigme pentru cresterea performantei, bazate pe software si respectiv pe hardware. Aparent, un articol despre arhitectura procesoarelor nu are nimic de-a face cu softul. Nimic mai gresit: la ora aceasta exista o simbioza totala intre hardware si software. Procesoarele se proiecteaza odata cu compilatoarele care le folosesc iar relatia dintre ele este foarte stransa: compilatorul trebuie sa genereze cod care sa exploateze caracteristicile arhitecturale, altfel codul generat va fi foarte ineficace.
Metodele de crestere a performantei cu ajutorul compilatoarelor se numesc si statice, pentru ca programul este analizat si optimizat o singura data, inainte de a fi pornit in executie. Metodele bazate pe hardware se numesc dinamice, pentru ca sunt aplicate in timp ce programul se executa.
Istoria arhitecturilor contrapune mereu cele doua paradigme: de exemplu dezbaterea initiala RISC/CISC era de aceeasi natura, ca si dezbaterea intre superscalar si VLIW, pe care am mentionat-o deja in acest text.
Nota: In anii '80 a aparut ideea de a face procesoarele mult mai simple pentru a le permite sa mearga mai repede. Astfel de arhitecturi au fost numite RISC: Reduced Instruction Set Computer, prin contrast cu celelalte, Complex ISC.
De fapt, asa cum mentionam si in alte articole (de exemplu in PC Report din iunie 1999), exista lucruri care se pot face numai static si exista lucruri care se pot face numai dinamic. Asa ca de fapt, chiar arhitecturile care pornesc la una din extreme, tind sa convearga catre folosirea unui amestec de trasaturi din ambele domenii:
La ora actuala distinctia RISC/CISC aproape ca s-a estompat. De exemplu, Pentium, un procesor tipic CISC, de fapt traduce in mod automat instructiunile in instructiuni de tip RISC in hardware, dupa care le executa. Pe de alta parte, toate procesoarele RISC au capatat extensii la setul de instructiuni (gen CISC) pentru a le mari eficacitatea; de pilda toate procesoarele au extensii speciale pentru multimedia.
De asemenea, granitele dintre super-scalar si VLIW tind sa se estompeze, fiecare imprumutind din tehnologiile celuilalt.
Cu siguranta ca un model mixt este preferabil, pentru ca poate lua ce e mai bun din fiecare tehnologie.
Crusoe
Se cuvine sa atragem atentia asupra unei recrudescente a "luptei" sistemelor pure: anul acesta compania Transmeta a anuntat aparitia unui nou procesor, numit Crusoe, care exploateaza la maximum tehnologiile statice (compilarea). Compania Transmeta a facut mare valva, nu atat prin procesorul lor, care poate simula alte procesoare, inclusiv cele ale firmei Intel, ci prin faptul ca angajeaza pe cel mai faimos programator al planetei, Linus Torvalds, creatorul sistemului de operare Linux.
Transmeta a lansat Crusoe cu mare pompa in luna ianuarie; compania predica intoarcerea la simplitate (care a fost sugerata atat de curentul RISC, cat si de modelele VLIW), in care hardul este simplu si rapid iar compilatorul duce greul. Echipa care a lucrat la Transmeta este compusa in mare masura din ingineri plecati de la IBM: IBM a lucrat la o versiune de procesor PowerPC care putea face exact acelasi lucru: putea executa in mod nativ cod x86 (adica compatibil Intel), dar proiectul lor a fost intrerupt desi era intr-o stare foarte avansata, aparent din motive de marketing.
Cat de serios este acest nou competitor?
Din pacate atuurile lui Crusoe nu sunt prea clare:
· cipul nu are un ceas mai rapid decat procesoarele Intel (versiunile de Crusoe disponibile acum merg doar la 400Mhz, comparativ cu Pentium, care ajunge la 800);
· cipul intr-adevar consuma mult mai putina energie si are nevoie de mult mai putina racire. Transmeta afirma ca asta-l face ideal pentru laptop-uri. Din pacate, principalul consumator de energie intr-un laptop nu este procesorul, ci ecranul si discul, asa incat avantajele noului cip vor fi marginale;
· Crusoe se bucura de compatibilitate cu setul de instructiuni x86; dar pentru platformele pe care x86 este dominant (desktop, laptop, chiar si server) am vazut ca performanta lui este insuficienta. Daca Crusoe vrea sa concureze pentru celelalte piete, de procesoare integrate (embedded computing), atunci are de-a face cu alti competitori formidabili, ca procesoarele de semnal de la Motorola, Texas Instruments si Intel (ARM), asupra carora nu este clar cate avantaje are.
Probabil ca pentru a ramane viabil, Crusoe va trebui sa se metamorfozeze si sa devina mai complicat, folosind si o serie de mecanisme dinamice de crestere a performantei.
In definitiv exista o singura resursa aproape gratuita si care este in cantitati suficiente: numarul de tranzistori. Datorita miniaturizarii numarul de tranzistori disponibili pentru design creste enorm; de aceea simplitatea cu orice pret (asa cum o incarneaza Crusoe) nu este neaparat o calitate.
Constrangerile fizice
Proiectantii de microprocesoare se lovesc in ziua de azi de mai multe dificultati. Nici una dintre ele nu e insurmontabila, dar solutiile sunt din ce in ce mai grele. Vom arunca o privire asupra unora dintre ele; incercarea de a extrapola impactul acestor bariere in viitor va sugera apoi solutii pentru depasirea lor.
Accesul la memorie
Dupa cum am vazut in figura "Performante - memorii si procesoare", in ultimii 10 ani viteza memoriilor a crescut cu 10% pe an, in timp ce viteza procesoarelor a crescut cu o rata de 60%. Toate motivele ne indeamna sa credem ca aceasta disparitate va continua sa se accentueze, si ca pretul relativ al unui acces la memorie (masurat in cicli de ceas) va continua sa creasca.
Putere
Un alt factor care limiteaza evolutia circuitelor integrate este consumul de putere; in urma cu 15 ani un procesor consuma 2 wati; astazi un procesor ca Alpha 80364 consuma 100W; de aici rezulta limitari pentru ceas (puterea consumata creste cu frecventa ceasului), si necesitatea unor dispozitive speciale de racire.
Din fericire tehnologia lucreaza in directia favorabila: miniaturizarea duce la scaderea puterii necesare. Un alt factor care duce la scaderea puterii consumate este scaderea tensiunilor de alimentare.
Interesant este faptul ca, desi dimensiunea tranzistorilor a scazut intr-una, dimensiunile circuitelor fabricate au crescut: foamea neostoita a designerilor cere suprafete din ce in ce mai mari ale placutelor de siliciu; de aceea puterea consumata a crescut si ea.
Complexitate
Un factor deloc neglijabil este complexitatea enorma a circuitelor. Procesoarele cele mai moderne au peste 25 de milioane de tranzistoare, iar in cativa ani designerii vor avea la dispozitie un miliard. Astfel de circuite sunt foarte greu de verificat si testat. La ora actuala o companie ca Intel cheltuieste 40% din budget pentru proiectare si dezvoltare, si 60% pentru verificare si testare!
O alta problema importanta este legata de liniile tehnologice de fabricatie: o astfel de instalatie costa la ora actuala doua miliarde de dolari. Putine companii isi pot permite investitii de asemenea anvergura pentru o tehnologie care se schimba in 3 ani!
Sarmele
E clar ca miniaturizarea nu va putea continua in acelasi ritm exponential: peste ceva vreme am ajunge la necesitatea de a face un tranzistor mai mic decat un atom, ceea ce e evident imposibil. Dar chiar inainte de a atinge un astfel de prag, vom avea alte probleme de infruntat.
O analiza extrem de interesanta a fost facuta de Mark Horowitz, profesor la universitatea Stanford, intr-un articol intitulat "Viitorul sarmelor". Articolul porneste de la caracteristicile electrice ale semiconductorilor si analizeaza o serie de scenarii posibile pentru tehnologiile de fabricatie. Textul ia in considerare tot felul de factori, cum ar fi geometria sarmelor, capacitati si rezistente, disiparea puterii etc. Vom ignora toate aceste detalii, insa vom privi una din concluziile la care autorul ajunge.
Autorul observa ca in general sarmele vor evolua in sensul dorit: vor deveni mai scurte, iar viteza de transmisiune a informatiei nu va scadea, relativ la dimensiunea circuitului. Deci daca am lua un microprocesor de astazi si l-am reduce la scara, sarmele nu ar constitui un impediment in functionarea sa corecta.
Problema apare insa din faptul ca de fapt suprafata circuitelor nu scade, din cauza ca designerii adauga noi module. O mare problema sunt sarmele care traverseaza mai multe module. Lungimea acestora ramane practic constanta, in milimetri. Ori, cum viteza ceasului creste mereu, asta inseamna ca semnalele electrice nu mai au timp sa parcurga sarmele de la un capat la altul. La 1Ghz, lumina strabate in vid 30 de centimetri. Dar viteza luminii in solide este mai mica iar viteza de propagare scade semnificativ odata cu numarul de "consumatori" ai sarmei (adica o sarma conectata la 3 circuite e mult mai lenta decat una cuplata la doar doua). De asemenea, liniile lungi de transmisiune vor avea nevoie de amplificatoare, care incetinesc substantial semnalul.
Asta inseamna ca circuitele viitorului nu vor mai putea comunica prin semnale globale: pur si simplu va fi imposibil pentru o sarma sa uneasca diferitele parti ale circuitului. Aceasta este o consecinta de cea mai mare importanta pentru arhitecturile viitoare!
Zgomotul
In fine, pe masura ce tranzistorii sunt mai mici, sarmele sunt mai subtiri si consumul de putere este mai mare, circuitele sunt mai sensibile la zgomot, fie el termic, din mediu (de exemplu radiatii cosmice) sau, in curand, chiar efecte cuantice! Fenomenele de transport din semiconductori pe care se bazeaza tranzistorul sunt fenomene statistice: or, cand dimensiunile devin atat de mici incat numai cativa electroni produc semnalele, statistica nu mai opereaza iar exceptiile incep sa apara.
Generatia urmatoare
In aceasta ultima sectiune vom incerca sa discernem ce ne ofera viitorul. Marile companii lucreaza simultan la mai multe generatii ale unui procesor, cu echipe independente, ca atare ceva din ceea ce viitorul ne rezerva poate fi observat in produsele comerciale in curs de proiectare, in masura in care companiile dezvaluie astfel de informatii.
Cercetarea in arhitectura procesoarelor este efervescenta, atat in industrie cat si in universitati; este absolut imposibil de urmarit intregul peisaj. Iata insa unele dintre directii:
Evolutie incrementala
Un efort substantial este in continuare depus in a perfectiona tehnicile care in ultimii 15 ani au servit atat de bine arhitectura, pe care le-am descris mai sus: exploatarea paralelismului la nivel de instructiune si ierarhiile de memorie.
Iata unele dintre tendinte:
Trace cache: este un cache pentru instructiuni care, in loc de a pastra instructiunile in ordinea adreselor lor, le mentine in ordinea in care este probabil sa fie executate.
Executia speculativa si predictia valorilor: intr-un articol anterior din PC Report (din iulie 1999) am vazut ca principala limitare in calea executiei paralele a instructiunilor sunt dependentele intre instructiuni: una are nevoie de rezultatul alteia pentru a se executa. Or, daca prima instructiune dureaza mult, atunci a doua nu se poate executa nici ea. Solutia ades folosita este de a ghici valoarea rezultata si de a executa si instructiunea dependenta. Cand rezultatul primei instructiuni soseste, este comparat cu cel ghicit (prezis); daca predictia a fost corecta, toate sunt bune, altfel instructiunea dependenta este re-executata. Exista felurite forme de predictie a valorilor, unele folosite deja de multa vreme (cum ar fi predictia salturilor, pe care am descris-o in PC Report din august 1999), dar este plauzibil ca scheme din ce in ce mai sofisticate sa-si faca aparitia.
Executia predicata, care este deja folosita de procesoare de prelucrare de semnal ca Texas Instruments C6X, si care va fi una din trasaturile fundamentale ale noii arhitecturi de la Intel, Merced. Executia predicata evita executia instructiunilor de salt (care au un efect negativ asupra performantei, asa cum am aratat in articolul mai sus-citat) si prefera sa execute instructiuni in mod inutil dupa care sa arunce rezultatele la gunoi (de exemplu, cand avem o structura de genul if-then-else, o arhitectura predicata poate executa ambele ramuri ale conditiei, dar va permite numai uneia dintre ele sa-si faca efectele vizibile).
Multi-procesoare
Asa cum am vazut, proiectantii tind sa inghesuie din ce in ce mai multe cir