# 3.7 利用动态消歧克服内存依赖 上一节着重讨论存在寄存器数据依赖时的动态调度。现在考察经由内存的数据依赖，也就是加载与存储通过内存位置产生的依赖。这类依赖的检测与管理要困难得多。输入、输出寄存器名称完整编码在指令中，可以在流水线较早阶段检查依赖；内存地址却不是如此。加载和存储必须经过地址生成单元处理后，才能确定有效内存地址。此外，如果与较早的算术或加载指令之间存在寄存器依赖，而那些指令还在修改指针值，地址计算也可能停顿。 一种简单但缓慢的办法，是按程序顺序执行所有加载和存储。最老的内存访问指令先等待寄存器数据依赖解除，再计算地址，将其发送给缓存层次结构。遗憾的是，这会严重损害多发射处理器的性能，因为在存储提交之前，不能允许它覆盖缓存中的数据。即使用了分支预测和寄存器重命名，后续循环迭代的加载，也无法在当前迭代的存储提交之前访问数据缓存。采用这种方法，就无法跨循环迭代开发 ILP。 图 3.21 暗示了一种性能更好的方法，称为**加载旁路**（load bypassing）。一旦数据依赖允许，加载与存储便计算有效地址，但存储在提交前不送往缓存层次结构。加载则可以绕过较早的存储，前提是没有数据依赖：所有较早存储都已算出有效地址，而且都不同于该加载的有效地址。加载旁路要求存储缓冲区条目具有比较器，以便快速比较加载地址与所有待处理存储的地址。即使较早的存储还未提交，这项优化也能让后续迭代的加载提前访问缓存，隐藏未命中的延迟，并解除后续算术指令对加载的依赖。 另一项优化是**存储转发**（store forwarding）。如果地址比较表明加载依赖某条较早的存储，就允许加载直接从该存储的输入物理寄存器获取数据，无需访问存储层次结构。与多于两条指令之间的寄存器依赖类似，加载必须从它所依赖的、最新的那条存储获取数据。存储转发对 x86 处理器十分重要。体系结构寄存器数量少，只有 8 个整数寄存器，迫使编译器经常把变量从寄存器溢出到内存，几条指令后又重新加载。因此，超标量 x86 处理器常常重叠执行多对溢出（存储）与恢复（加载）指令。存储转发加速这些依赖加载，也加速其后的依赖指令。 ## 推测性内存消歧 只有当所有地址都已知、可以检查依赖时，才允许加载绕过较早存储，这一要求仍然严重限制性能。 因此出现了**推测性内存消歧**：允许加载绕过尚未算出内存地址的较早存储，推测两者没有依赖。当缺失的存储地址变为可用时，再实际检查依赖。如果推测有误，就必须重新执行加载，以及所有已经使用其结果的依赖指令。由于在复杂流水线中选择性重执行很困难，常用恢复机制与分支错误预测或异常类似，清空加载指令之后的整个流水线。 多项研究定量表明，简单地一律推测不存在内存依赖，可能还不如完全不推测（Moshovos et al., 1997；Chrysos and Emer, 1998）。因此，近期所有乱序处理器都实现了**有选择的推测性内存消歧**。与分支预测学习模式类似，处理器学习哪些加载很可能依赖待处理存储。如果较早存储还没有算出地址，就不允许这些加载提前执行。当没有其他信息时，处理器可以先简单地推测不存在内存依赖，从而学习循环中加载和存储的模式。如果后来发现内存依赖，就把涉及该依赖的加载与存储的 PC 保存到硬件结构中。该加载再次执行时，查询这些结构，辅助判断它是否可能依赖某条尚未算出地址的待处理存储。 下面详细介绍 Chrysos 与 Emer 于 1998 年提出的 **store sets**（存储集合）方案，作为有选择的推测性内存消歧的一个设计例子。该方案侧重记录最近参与过内存依赖错误推测的加载与存储，能够简洁表示一条加载可能依赖一组存储，或一组加载可能依赖一条存储。图 3.25 给出所需的两个硬件结构。**存储集合 ID 表**（store set ID table，SSIT）跟踪最近参与内存依赖错误推测的加载、存储所属的存储集合 ID。SSIT 用加载与存储 PC 的若干位索引，初始时全部条目无效。集合 ID 是一个短整数，例如 0～63。**最近取入存储表**（last fetched store table，LFST）跟踪每个集合中最近取入的存储指令地址，即 PC。 硬件发现一次内存依赖错误推测时，分配一个存储集合标识符，将它写入相关加载与存储的 SSIT 条目。如果其中一条已经属于某个集合，即 SSIT 有效，就沿用它现有的集合 ID；如果两条分别属于不同集合，就合并这两个集合。存储派发时，查找自身的 SSIT 条目；若有效，就把自己的指令地址 PC 记入该集合的 LFST 条目。存储算出地址后，重置该 LFST 条目。加载算出地址、准备派发到存储层次结构时，检查这两个结构。如果它的 SSIT 有效，而且相应LFST 条目指向一条尚未算出地址的待处理存储，就不允许加载继续。其他情况下，即 SSIT 条目无效，或有效 SSIT 条目指向空的 LFST 条目，都允许加载推测性地先于尚无地址的较早存储发出。SSIT 无效，说明该加载近期没有参与依赖错误推测；SSIT 有效而 LFST 为空，则说明这条加载可能依赖的所有存储，都已经算出地址。 ![store sets 所需的 SSIT、LFST 及原图所列调度器结构](/figures/ch03/fig-3-25.png) {#fig-3.25 .wide .expand num="3.25" caption="用于有选择的推测性内存消歧的 store sets 硬件"} **图 3.25** store sets 方案用于有选择的推测性内存消歧所需的硬件（Chrysos and Emer, 1998）。原论文建议 SSIT 包含 1K～4K 个条目，LFST 包含 64～128 个条目。根据处理器其余部分的实现方式，LFST 条目可以保存最近取入存储的指令地址 PC、ROB 条目编号，或加载／存储队列条目编号。 图中文字对照：Load/store PC 为加载／存储指令的 PC；Store Set ID Table 为存储集合 ID 表；Last Fetched Store Table 为最近取入存储表；V 为有效位；Store set ID 为存储集合 ID；Store PC 为存储指令 PC。示例中 SSIT 条目 3 有效、集合 ID 为 2，指向 LFST 条目 2，其有效位为 1，存储 PC 为 `0x00800012`。原图还列出调度器条目与结构：Busy 为占用，Op 为操作码，Dst Reg 为目标寄存器，ROB entry 为 ROB 条目，input register j/k 为输入寄存器 j/k，Ready 为就绪，Allocator 为分配器，Scheduler 为调度器，FU availability 为功能单元可用情况，CDB tags 为公共数据总线标签。 存储集合方案逐步捕捉那些曾导致依赖错误推测的加载、存储指令集合。它的准确率受若干因素限制。第一，不同加载和存储可能映射到同一个 SSIT 条目，造成不必要的集合合并。第二，如果某对加载／存储很少发生依赖错误推测，不在这些结构中跟踪它们，可能反而性能更好。最后，存储集合只能随时间增长，使处理器对加载旁路越来越保守。 一种简单的应对方法，是每隔几百万条指令就重置这两个结构，让硬件重新发现推测时最关键、最应保留的依赖。 第 5 章讨论存储一致性时会看到，多处理器系统给加载与存储施加更多顺序约束，即使内存地址已经确定也如此。有些情况下，连加载之间的重排都会出错。推测性内存消歧使处理器在这些约束之下仍能保持高性能。硬件可以学习哪些重排会违反存储一致性，只有在不太可能违反时，才通过重排内存访问来提高性能。 推测性内存消歧是**值预测**（value prediction）的一种简单、受限形式。值预测试图预测一条指令将产生的值。如果足够准确，它就可能消除数据流限制，实现更高的 ILP。过去 20 年，虽然许多研究者发表了数十篇有关值预测的论文，但迄今其效果还没有吸引力到足以促成商用处理器采用通用值预测。