标签：之间 切换 depend 哈佛 体系 简单 活性 学设计 组成原理
过去两讲，我为你讲解了流水线设计CPU所需要的基本概念。接下来，我们一起来看看，要想通过流水线设计来提升CPU的吞吐率，我们需要冒哪些风险。
任何一本讲解CPU的流水线设计的教科书，都会提到流水线设计需要解决的三大冒险，分别是 结构冒险（Structural Harzard）、 数据冒险（Data Harzard）以及 控制冒险（Control Harzard）。
这三大冒险的名字很有意思，它们都叫作 harzard（冒险）。喜欢玩游戏的话，你应该知道一个著名的游戏，生化危机，英文名就叫Bioharzard。的确，harzard还有一个意思就是“危机”。
那为什么在流水线设计里，harzard没有翻译成“危机”，而是要叫“冒险”呢？
在CPU的流水线设计里，固然我们会遇到各种“危险”情况，使得流水线里的下一条指令不能正常运行。但是，我们其实还是通过“抢跑”的方式，“冒险”拿到了一个提升指令吞吐率的机会。
流水线架构的CPU，是我们主动进行的冒险选择。我们期望能够通过冒险带来更高的回报，所以，这不是无奈之下的应对之举，自然也算不上什么危机了。
事实上，对于各种冒险可能造成的问题，我们其实都准备好了应对的方案。这一讲里，我们先从结构冒险和数据冒险说起，一起来看看这些冒险及其对应的应对方案。
我们先来看一看结构冒险。结构冒险，本质上是一个硬件层面的资源竞争问题，也就是一个硬件电路层面的问题。CPU在同一个时钟周期，同时在运行两条计算机指令的不同阶段。但是这两个不同的阶段，可能会用到同样的硬件电路。最典型的例子就是内存的数据访问。请你看看下面这张示意图，其实就是第20讲里对应的5级流水线的示意图。
可以看到，在第1条指令执行到访存（MEM）阶段的时候，流水线里的第4条指令，在执行取指令（Fetch）的操作。访存和取指令，都要进行内存数据的读取。我们的内存，
只有一个地址译码器的作为地址输入，那就只能在一个时钟周期里面读取一条数据，没办法同时执行第1条指令的读取内存数据和第4条指令的读取指令代码
类似的资源冲突，其实你在日常使用计算机的时候也会遇到。最常见的就是薄膜键盘的“锁键”问题。常用的最廉价的薄膜键盘，并不是每一个按键的背后都有一根独立的线路，
而是多个键共用一个线路。如果我们在同一时间，按下两个共用一个线路的按键，这两个按键的信号就没办法都传输出去。
这也是为什么，重度键盘用户，都要买贵一点儿的机械键盘或者电容键盘。因为这些键盘的每个按键都有独立的传输线路，可以做到“全键无冲”，这样，无论你是要大量写文章、写程序，
还是打游戏，都不会遇到按下了键却没生效的情况。
“全键无冲”这样的资源冲突解决方案，其实本质就是 增加资源。同样的方案，我们一样可以用在CPU的结构冒险里面。对于访问内存数据和取指令的冲突，一个直观的解决方案就是把我们的内存分成两部分，让它们各有各的地址译码器。这两部分分别是 存放指令的程序内存和存放数据内存
这样把内存拆成两部分的解决方案，在计算机体系结构里叫作哈佛架构（Harvard Architecture），来自哈佛大学设计Mark I型计算机时候的设计。对应的，我们之前说的冯·诺依曼体系结构，
又叫作普林斯顿架构（Princeton Architecture）。从这些名字里，我们可以看到，早年的计算机体系结构的设计，其实产生于美国各个高校之间的竞争中。
不过，我们今天使用的CPU，仍然是冯·诺依曼体系结构的，并没有把内存拆成程序内存和数据内存这两部分。因为如果那样拆的话，对程序指令和数据需要的内存空间，
我们就没有办法根据实际的应用去动态分配了。虽然解决了资源冲突的问题，但是也失去了灵活性。
不过，借鉴了哈佛结构的思路，现代的CPU虽然没有在内存层面进行对应的拆分，却在CPU内部的高速缓存部分进行了区分，把高速缓存分成了 指令缓存（Instruction Cache）和 数据缓存（Data Cache）两部分。
内存的访问速度远比CPU的速度要慢，所以现代的CPU并不会直接读取主内存。它会从主内存把指令和数据加载到高速缓存中，这样后续的访问都是访问高速缓存。而指令缓存和数据缓存的拆分，使得我们的CPU在进行数据访问和取指令的时候，不会再发生资源冲突的问题了。
结构冒险是一个硬件层面的问题，我们可以靠增加硬件资源的方式来解决。然而还有很多冒险问题，是程序逻辑层面的事儿。其中，最常见的就是数据冒险。
数据冒险，其实就是同时在执行的多个指令之间，有数据依赖的情况。这些数据依赖，我们可以分成三大类，分别是 先写后读（Read After Write，RAW）、 先读后写（Write After Read，WAR）和 写后再写（Write After Write，WAW）。下面，我们分别看一下这几种情况。
我们先来一起看看先写后读这种情况。这里有一段简单的C语言代码编译出来的汇编指令。这段代码简单地定义两个变量 a 和 b，然后计算 a = a + 2。再根据计算出来的结果，计算 b = a + 3。
代码
int main() {
int a = 1;
int b = 2;
a = a + 2;
b = a + 3;
}
汇编
int main() {
0: 55 push rbp
1: 48 89 e5 mov rbp,rsp
int a = 1;
4: c7 45 fc 01 00 00 00 mov DWORD PTR [rbp-0x4],0x1
int b = 2;
b: c7 45 f8 02 00 00 00 mov DWORD PTR [rbp-0x8],0x2
a = a + 2;
12: 83 45 fc 02 add DWORD PTR [rbp-0x4],0x2
b = a + 3;
16: 8b 45 fc mov eax,DWORD PTR [rbp-0x4]
19: 83 c0 03 add eax,0x3
1c: 89 45 f8 mov DWORD PTR [rbp-0x8],eax
}
1f: 5d pop rbp
20: c3 ret
你可以看到，在内存地址为12的机器码，我们把0x2添加到 rbp-0x4 对应的内存地址里面。然后，在紧接着的内存地址为16的机器码，我们又要从rbp-0x4这个内存地址里面，把数据写入到eax这个寄存器里面。
所以，我们需要保证，在内存地址为16的指令读取rbp-0x4里面的值之前，内存地址12的指令写入到rbp-0x4的操作必须完成。这就是先写后读所面临的数据依赖。如果这个顺序保证不了，我们的程序就会出错。
这个先写后读的依赖关系，我们一般被称之为 数据依赖，也就是Data Dependency。
我们还会面临的另外一种情况，先读后写。我们小小地修改一下代码，先计算 a = b + a，然后再计算 b = a+ b。
代码
int main() {
int a = 1;
int b = 2;
a = b + a;
b = a + b;
}
汇编
int main() {
0: 55 push rbp
1: 48 89 e5 mov rbp,rsp
int a = 1;
4: c7 45 fc 01 00 00 00 mov DWORD PTR [rbp-0x4],0x1
int b = 2;
b: c7 45 f8 02 00 00 00 mov DWORD PTR [rbp-0x8],0x2
a = b + a;
12: 8b 45 f8 mov eax,DWORD PTR [rbp-0x8]
15: 01 45 fc add DWORD PTR [rbp-0x4],eax
b = a + b;
18: 8b 45 fc mov eax,DWORD PTR [rbp-0x4]
1b: 01 45 f8 add DWORD PTR [rbp-0x8],eax
}
1e: 5d pop rbp
1f: c3 ret
我们同样看看对应生成的汇编代码。在内存地址为15的汇编指令里，我们要把 eax 寄存器里面的值读出来，再加到 rbp-0x4 的内存地址里。接着在内存地址为18的汇编指令里，
我们要再写入更新 eax 寄存器里面。
如果我们在内存地址18的eax的写入先完成了，在内存地址为15的代码里面取出 eax 才发生，我们的程序计算就会出错。这里，我们同样要保障对于eax的先读后写的操作顺序。
这个先读后写的依赖，一般被叫作 反依赖，也就是Anti-Dependency。
我们再次小小地改写上面的代码。这次，我们先设置变量 a = 1，然后再设置变量 a = 2。
代码
int main() {
int a = 1;
a = 2;
}
汇编
int main() {
0: 55 push rbp
1: 48 89 e5 mov rbp,rsp
int a = 1;
4: c7 45 fc 01 00 00 00 mov DWORD PTR [rbp-0x4],0x1
a = 2;
b: c7 45 fc 02 00 00 00 mov DWORD PTR [rbp-0x4],0x2
}
在这个情况下，你会看到，内存地址4所在的指令和内存地址b所在的指令，都是将对应的数据写入到 rbp-0x4 的内存地址里面。如果内存地址b的指令在内存地址4的指令之后写入。
那么这些指令完成之后，rbp-0x4 里的数据就是错误的。这就会导致后续需要使用这个内存地址里的数据指令，没有办法拿到正确的值。
所以，我们也需要保障内存地址4的指令的写入，在内存地址b的指令的写入之前完成。
这个写后再写的依赖，一般被叫作 输出依赖，也就是Output Dependency。
除了读之后再进行读，你会发现，对于同一个寄存器或者内存地址的操作，都有明确强制的顺序要求。而这个顺序操作的要求，也为我们使用流水线带来了很大的挑战。
因为流水线架构的核心，就是在前一个指令还没有结束的时候，后面的指令就要开始执行。
所以，我们需要有解决这些数据冒险的办法。其中最简单的一个办法，不过也是最笨的一个办法，就是流水线停顿（Pipeline Stall），或者叫流水线冒泡（Pipeline Bubbling）。
流水线停顿的办法很容易理解。如果我们发现了后面执行的指令，会对前面执行的指令有数据层面的依赖关系，那最简单的办法就是“ 再等等”。我们在进行指令译码的时候，
会拿到对应指令所需要访问的寄存器和内存地址。所以，在这个时候，我们能够判断出来，这个指令是否会触发数据冒险。如果会触发数据冒险，
我们就可以决定，让整个流水线停顿一个或者多个周期。
我在前面说过，时钟信号会不停地在0和1之前自动切换。其实，我们并没有办法真的停顿下来。流水线的每一个操作步骤必须要干点儿事情。所以，在实践过程中，
我们并不是让流水线停下来，而是在执行后面的操作步骤前面，插入一个NOP操作，也就是执行一个其实什么都不干的操作。
这个插入的指令，就好像一个水管（Pipeline）里面，进了一个空的气泡。在水流经过的时候，没有传送水到下一个步骤，而是给了一个什么都没有的空气泡。这也是为什么，我们的流水线停顿，
又被叫作流水线冒泡（Pipeline Bubble）的原因。
讲到这里，相信你已经弄明白了什么是结构冒险，什么是数据冒险，以及数据冒险所要保障的三种依赖，也就是数据依赖、反依赖以及输出依赖。
一方面，我们可以通过增加资源来解决结构冒险问题。我们现代的CPU的体系结构，其实也是在冯·诺依曼体系结构下，借鉴哈佛结构的一个混合结构的解决方案。
我们的内存虽然没有按照功能拆分，但是在高速缓存层面进行了拆分，也就是拆分成指令缓存和数据缓存这样的方式，从硬件层面，使得同一个时钟下对于相同资源的竞争不再发生。
另一方面，我们也可以通过“等待”，也就是插入无效的NOP操作的方式，来解决冒险问题。这就是所谓的流水线停顿。不过，流水线停顿这样的解决方案，是以牺牲CPU性能为代价的。
因为，实际上在最差的情况下，我们的流水线架构的CPU，又会退化成单指令周期的CPU了。
所以，下一讲，我们进一步看看，其他更高级的解决数据冒险的方案，以及控制冒险的解决方案，也就是操作数前推、乱序执行和还有分支预测技术。
深入浅出计算机组成原理：冒险和预测（一）-hazard是“危”也是“机（第22讲）
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原文地址：https://www.cnblogs.com/luoahong/p/11436264.html
