跟我寫ARM處理器之二：主體結(jié)構(gòu)的確定

第一個(gè)是MLA R1,R2,R3,R0。它的意思是：R1=R2*R3 + R0。如果我們要實(shí)現(xiàn)這一條指令的話，一個(gè)32×32的乘法器需要，一個(gè)32+32的加法器是跑不了的?，F(xiàn)在定義幾個(gè)節(jié)點(diǎn)：Rm = R2; Rs=R3; sec_operand(第二操作數(shù)的意思)=mult_rm_rs[31:0](mult_rm_rs的低32位)；Rn=R0；則結(jié)果等于：Rn + sec_operand。

第二個(gè)是：SUB R1,R0, R2, LSL #2。它的意思是：R1=R0 - R2<<2?？戳宋仪懊嫖恼碌闹?，這個(gè)指令同樣可以像前面一樣套入：Rm=R2; Rs=32b100; sec_operand=mult_rm_rs[31:0]；Rn=R0；結(jié)果等于：Rn - sec_operand。

第三個(gè)是：LDR R1,[R0,R2,LSR #2]！。這是一條取RAM的數(shù)據(jù)進(jìn)入寄存器的指令，取地址是：R0+R2>>2。并把取地址保存回R0?，F(xiàn)在比較難計(jì)算的是: R0+R2>>2。但是這個(gè)同樣也可以往前兩個(gè)模式一樣靠：Rm=R2; Rs=32b0100_0000_0000_0000_0000_0000_0000_0000，那么sec_operand = mult_rm_rs[63:32]正好等于：R2>>2。如果Rn=R0，取地址就等于：Rn+sec_operand。這個(gè)地址還要送入R0中。

看到這，大家明白了本核的核心結(jié)構(gòu)了吧。網(wǎng)友先別贊我眼光如炬，目光如神，一眼看出核心所在。實(shí)際上我在寫第一版的時(shí)候，絕沒想到把移位交給乘法器來完成，也是傻傻地參考別人文檔寫了一個(gè)桶形移位器。但后來靈光一現(xiàn)，覺得既然乘法器避免不了，如果只讓他在MUL指令的時(shí)候使用，其他指令的時(shí)候閑著，那多么沒意思呀。這樣乘法器復(fù)用起來，讓它參與了大部分指令運(yùn)算。

好了，我們要做的事是這樣的。指令到來，準(zhǔn)備Rm, Rs, Rn,為生成sec_operand產(chǎn)生控制信號(hào)，決定Rn和sec_operand之間是加還是減，那么最后生成的結(jié)果要么送入寄存器組，要么作為地址參與讀寫操作。就這么簡單！

前面的這一套完成了，我想ARM核也就成功了大半了。

上面解決了做什么的問題，隨之而來的是怎么做的問題。可能大家首先想到的是三級(jí)流水線。為什么是三級(jí)呢？為什么不是兩級(jí)呢？兩級(jí)有什么不好？我告訴你們，兩級(jí)同樣可以，無非是關(guān)鍵路徑長一點(diǎn)。我接下來，就要做兩級(jí)，沒有什么能束縛我們！實(shí)際上，很多項(xiàng)目用不到30、40MHz的速度，10M，20M也是可以接受，100ns，50ns內(nèi)，我那一套乘加結(jié)構(gòu)同樣能滿足?？谡f無憑，看看我代碼中是如何生成：Rm，Rs, sec_operand，Rn的：

注：以下非正式代碼，講解舉例所用

/*

always @ ( * )

if ( code_is_ldrh1|code_is_ldrsb1|code_is_ldrsh1 )

code_rm ={code[11:7],code[3:0]};

else if ( code_is_b )

code_rm ={{6{code[23]}},code[23:0],2b0};

else if ( code_is_ldm )

case( code[24:23] )

2d0 : code_rm ={(code_sum_m - 1b1),2b0};

2d1 : code_rm =0;

2d2 : code_rm ={code_sum_m,2b0};

2d3 : code_rm =3b100;

endcase

else if ( code_is_swp )

code_rm =0;

else if ( code_is_ldr0 )

code_rm =code[11:0];

else if ( code_is_msr1|code_is_dp2 )

code_rm =code[7:0];

else if ( code_is_multl & code[22] & code_rma[31] )

code_rm =~code_rma + 1b1;

else if ( ( (code[6:5]==2b10) & code_rma[31] ) & (code_is_dp0|code_is_dp1|code_is_ldr1))

code_rm =~code_rma;

else

code_rm =code_rma;

always @ ( * )

case ( code[3:0] )

4h0 : code_rma =r0;

4h1 : code_rma =r1;

4h2 : code_rma =r2;

4h3 : code_rma =r3;

4h4 : code_rma =r4;

4h5 : code_rma =r5;

4h6 : code_rma =r6;

4h7 : code_rma =r7;

4h8 : code_rma =r8;

4h9 : code_rma =r9;

4ha : code_rma =ra;

4hb : code_rma =rb;

4hc : code_rma =rc;

4hd : code_rma =rd;

4he : code_rma =re;

4hf : code_rma =rf;

endcase

*/

我有if else這個(gè)法寶，你不管來什么指令，我都給你準(zhǔn)備好Rm。這就像一臺(tái)脫粒機(jī)，你只要在送貨口送東西即可。你送麥子脫麥子，你送玉米脫玉米。你的Rm來自于寄存器組，那好我用code_rma來給你選中，送入Rm這個(gè)送貨口。你的Rm來自代碼，就是一套立即數(shù)，那我就把code[11:0]送入Rm，下面的程式有了正確的輸入，你只要把最后的正確結(jié)果，送給寄存器組即可。

再看看Rs的生成：

注：以下非正式代碼，講解舉例所用

/*

always @ ( * )

if ( code_is_dp0|code_is_ldr1 )

code_rot_num =( code[6:5] == 2b00 ) ? code[11:7] : ( ~code[11:7]+1b1 );

else if ( code_is_dp1 )

code_rot_num =( code[6:5] == 2b00 ) ? code_rsa[4:0] : ( ~code_rsa[4:0]+1b1 );

else if ( code_is_msr1|code_is_dp2 )

code_rot_num ={ (~code[11:8]+1b1),1b0 };

else

code_rot_num =5b0;

always @ ( * )

if ( code_is_multl )

if ( code[22] & code_rsa[31] )

code_rs =~code_rsa + 1b1;

else

code_rs =code_rsa;

else if ( code_is_mult )

code_rs =code_rsa;

else begin

code_rs =32b0;

code_rs[code_rot_num] = 1b1;

end

always @ ( * )

case ( code[11:8] )

4h0 : code_rsa =r0;

4h1 : code_rsa =r1;

4h2 : code_rsa =r2;

4h3 : code_rsa =r3;

4h4 : code_rsa =r4;

4h5 : code_rsa =r5;

4h6 : code_rsa =r6;

4h7 : code_rsa =r7;

4h8 : code_rsa =r8;

4h9 : code_rsa =r9;

4ha : code_rsa =ra;

4hb : code_rsa =rb;

4hc : code_rsa =rc;

4hd : code_rsa =rd;

4he : code_rsa =re;

4hf : code_rsa =rf;

endcase

*/

Sec_operand的例子就不用舉了吧，無非是根據(jù)指令選擇符合該指令的要求，來送給下一級(jí)的加/減法器。

所以說，這樣的兩級(jí)流水線我們同樣可以完成?，F(xiàn)在使用三級(jí)流水線，關(guān)鍵路徑是26ns。如果使用兩級(jí)流水線，絕對在50 ns以內(nèi)。工作在20MHz的ARM，同樣也是受低功耗用戶們歡迎的。有興趣的，在看完我的文章后，把ARM核改造成兩級(jí)流水線。

現(xiàn)在要轉(zhuǎn)換一個(gè)觀念。以前的說法：第一級(jí)取代碼；第二級(jí)解釋代碼，第三級(jí)執(zhí)行代碼?，F(xiàn)在要轉(zhuǎn)換過來，只有兩級(jí)，第一級(jí)：取代碼；第二級(jí)執(zhí)行代碼。而現(xiàn)在我做成第三級(jí)，是因?yàn)橐患?jí)執(zhí)行不完，所以要分兩級(jí)執(zhí)行。所以是：第一級(jí)取代碼；第二級(jí)執(zhí)行代碼階段一（主要是乘法）；第三級(jí)執(zhí)行代碼階段二（主要是加/減法）。

也許有人要問，那解釋代碼為什么不安排一級(jí)？是因?yàn)槲矣X得解釋代碼太簡單，根本不需要安排一級(jí)，這一點(diǎn)，我在下一節(jié)會(huì)講到。

既然這個(gè)核是三級(jí)流水線，還是從三級(jí)流水線講起。我把三級(jí)流水線的每一級(jí)給了一個(gè)標(biāo)志信號(hào)，分別是：rom_en, code_flag, cmd_flag。rom_en對應(yīng)第一級(jí)取代碼，如果rom_en==1b1表示需要取代碼，那這個(gè)代碼其實(shí)還處在ROM內(nèi)，我們命名為“胎兒”；如果code_flag==1b1表示對應(yīng)的code處于執(zhí)行階段一，可以命名為“嬰兒”；如果cmd_flag==1b1，表示對應(yīng)的code處于執(zhí)行階段二，命名為“小孩”。當(dāng)這個(gè)指令最終執(zhí)行結(jié)束，可以認(rèn)為它死去了，命名為“幽靈”。

rom_encode_flagcmd_flag

-----------------

|胎兒|嬰兒小孩-->幽靈

-----------------

現(xiàn)在，我們模擬一下這個(gè)執(zhí)行過程吧。一般ROM里面從0開始的前幾條指令都是跳轉(zhuǎn)指令，以hello這個(gè)例程為例，存放的是：LDR PC,[PC,#0x0018]；連續(xù)五條都是這樣的。

剛上電時(shí)，rom_en==1b1，表示要取number 0號(hào)指令：

rom_en==1b1code_flagcmd_flag

（addr=0）

-----------------

|胎兒|嬰兒小孩-->幽靈

-----------------

LDR PC,[PC,#0x0018]

第一個(gè)clock后；第一條指令LDR PC,[PC,#0x0018]到了嬰兒階段。

rom_en==1b1code_flagcmd_flag

（addr=4）

-----------------

|胎兒|嬰兒小孩-->幽靈

-----------------

LDR PC,[PC,#0x0018]LDR PC,[PC,#0x0018]

第二個(gè)clock后，第一條指令LDR PC,[PC,#0x0018]到了小孩階段。

rom_en==1b1code_flagcmd_flag

（addr=8）

-----------------

|胎兒|嬰兒小孩-->幽靈

-----------------

（addr=8）（addr=4）(addr=0）

LDR PC,[PC,#0x0018]LDR PC,[PC,#0x0018]LDR PC,[PC,#0x0018]

當(dāng)“小孩”== LDR PC,[PC,#0x0018]時(shí)，不能再取addr==8的指令了。因?yàn)閍ddr=0時(shí)的LDR PC,[PC,#0x0018]更改了PC的值，不僅不能取新的code，連處于嬰兒階段的code也不能執(zhí)行了。如果執(zhí)行的話，那就是錯(cuò)誤執(zhí)行。為了避免addr=4的LDR PC,[PC,#0x0018]執(zhí)行，我們可以給每一個(gè)階段打一個(gè)標(biāo)簽tag，比如code_flag對應(yīng)嬰兒，cmd_flag對應(yīng)小孩。只有在cmd_flag==1b1時(shí)，指令才執(zhí)行。如下圖所示。

rom_en==1b0code_flagcmd_flag

（addr=8）0-->0 -->

-----------------

|胎兒|嬰兒小孩-->幽靈

-----------------

（addr=8）（addr=4）(addr=0）

LDR PC,[PC,#0x0018]LDR PC,[PC,#0x0018]LDR PC,[PC,#0x0018]

(修改PC）

發(fā)出讀指令

一旦有修改PC，那么rom_en立即賦值為1b0。code_flag, cmd_flag在下一個(gè)時(shí)鐘賦給1b0。表示在下一個(gè)時(shí)鐘“嬰兒”和“小孩”都是非法的，不能執(zhí)行。但是新的PC值不是立即得到的，因?yàn)長DR指令是要從RAM取數(shù)據(jù)，在小孩階段只能發(fā)出讀指令，在一個(gè)時(shí)鐘，新的PC值才出現(xiàn)在ram_rdata，但還沒有出現(xiàn)在R15里面，所以要等一個(gè)時(shí)鐘。

rom_en==1b0code_flag==1b0cmd_flag==1b0

（addr=8）

-----------------

|胎兒|嬰兒小孩-->幽靈

-----------------

（addr=8）（addr=8）(addr=4）(addr=0 )

XLDR PC,[PC,#0x0018]LDR PC,[PC,#0x0018]LDR PC,[PC,#0x0018]

ram_rdata=NEW PC

在空閑的這個(gè)周期內(nèi)，為了讓指令不執(zhí)行，只要賦值：rom_en, code_flag, cmd_flag為1b0就達(dá)到目的了。

rom_en, code_flag, cmd_flag在一般情況下都是1b1，但是如果PC值一改變，那么就需要同時(shí)被賦值給1b0。不過rom_en和code_flag,cmd_flag有區(qū)別: rom_en是立即生效，code_flag/cmd_flag要在下一個(gè)時(shí)鐘生效。rom_en下一個(gè)時(shí)鐘是要有效的，因?yàn)橐x新的PC值。

改變PC有三種情況：

1，中斷發(fā)生：我們命名為：int_all。只要中斷發(fā)生，PC要么等于0，4，8，10，1C等等。

2，從寄存器里給PC賦值：一般情況是：MOV PC,R0。在小孩階段，已經(jīng)可以給出新的PC值了，這個(gè)和中斷類似。我們命名為：to_rf_vld。

3，從RAM里面取值給PC賦值：一般是LDR PC [PC,#0x0018]，那么在小孩階段，發(fā)出讀指令，我們命名為：cha_rf_vld；在幽靈階段，新的PC出現(xiàn)，但還沒寫入PC(R15)，這時(shí)，也是不能執(zhí)行任何指令的，我們命名為：go_rf_vld。

下面是我寫的rom_en, code_flag, cmd_flag賦值語句，可以對照體會(huì)一下。發(fā)揚(yáng)古人“格”物“格”竹子的精神，設(shè)想一下，是不是那么回事！

wire rom_en;

assign rom_en =cpu_en & ( ~(int_all | to_rf_vld | cha_rf_vld | go_rf_vld | wait_en | hold_en ) );

regcode_flag;

always @ ( posedge clk or posedge rst )

if ( rst )

code_flag <= #`DEL 1d0;

else if ( cpu_en )

if ( int_all | to_rf_vld | cha_rf_vld | go_rf_vld | ldm_rf_vld )

code_flag <= #`DEL0;

else

code_flag <= #`DEL1;

else;

reg cmd_flag;

always @ ( posedge clk or posedge rst )

if ( rst )

cmd_flag <= #`DEL 1d0;

else if ( cpu_en )

if ( int_all )

cmd_flag <= #`DEL0;

else if ( ~hold_en )

if ( wait_en | to_rf_vld | cha_rf_vld | go_rf_vld )

cmd_flag <= #`DEL0;

else

cmd_flag <= #`DELcode_flag;

else;

else;

ldm_rf_vld是在執(zhí)行LDM指令時(shí)，改變R15的情況，這個(gè)情況比較特殊，以后再講。

除了這個(gè)，還有wait_en和hold_en。我還是舉例子說明吧。

1，wait_en

如果R0 = 0x0, R1=0x0。緊接著會(huì)執(zhí)行下面兩條指令：1, MOV R0，#0xFFFF; 2, ADD R1,R1,[R0,LSL #4]。執(zhí)行完后，正確的結(jié)果應(yīng)該是：R1=0xFFFF0。

rom_encode_flagcmd_flag

-----------------

|胎兒|嬰兒小孩-->幽靈

-----------------

XADD R1,R1,[R0,LSL #4]MOV R0,#0xFFFF

如上圖在“小孩”階段：正在執(zhí)行MOV R0,#0xFFFF，但是R0這個(gè)寄存器里面存放的是0x0，而不是0xFFFF。因?yàn)樵谛『㈦A段，只是要寫R1，但是并沒有寫入，在下一個(gè)時(shí)鐘生效。但是“嬰兒”階段，要執(zhí)行ADD R1,R1,[R0, LSL #4]，必須先對R0移位。那么它取得R0的來源是從case語句，是從R0這個(gè)寄存器里得來的，而不是“小孩”階段執(zhí)行的結(jié)果得來的。

所以如果出項(xiàng)這樣的情況：上一條指令的輸出，正好是下一條指令的輸入。那么下一條指令是不能執(zhí)行，必須要緩一個(gè)周期執(zhí)行。也就是說在兩條指令之間插入一個(gè)空指令，讓R0得到新的值，再執(zhí)行下一條語句，就不會(huì)出錯(cuò)。wait_en就表示這種情況。

如果wait_en == 1b1，那么rom_en==1b0,表示ADD R1,R1,[R0,LSL #4]還沒執(zhí)行呢，先不用取下一條指令。code_flag不受wait_en影響；cmd_flag<=1b0；下一個(gè)時(shí)鐘，表示這是一條空指令，并不執(zhí)行。

2，hold_en

簡而言之，就是在cmd_flag這一階段的指令一個(gè)時(shí)鐘執(zhí)行不下去，需要多個(gè)時(shí)鐘。比如說：LDMIA R13! {R0-R3}，需要從RAM里面讀四個(gè)數(shù)，送入相應(yīng)的寄存器。我們只有一個(gè)RAM的讀寫端口，執(zhí)行這條命令需要啟動(dòng)這個(gè)讀寫端口四次。那么就要告訴rom_en，你不能取新數(shù)吶。所以我們在LDMIA R13! {R0-R3}占用的4個(gè)周期里，前三個(gè)時(shí)，讓hold_en==1b1。那么在這段時(shí)間內(nèi)，rom_en==1b0, cmd_flag不受影響。因?yàn)檫@時(shí)執(zhí)行有效,cmd_flag必須保持開始的1b1不變。

好了，這一節(jié)，先寫到這，希望大家也發(fā)揮divide & conquer的精神，一點(diǎn)點(diǎn)的解決問題，走向最后的成功，歡迎提出有疑問的地方。