Минимизация количества слов памяти микропрограмм

Общая задача оптимизации емкости памяти микропрограмм достаточно сложна и поэтому обычно решается в два этапа. На первом этапе минимизируется количе­ство слов микропрограммы (количество микрокоманд), на втором этапе — разряд­ность микрокоманды.

Сначала рассмотрим один из возможных подходов, действующих при разбие­нии линейной микропрограммы на минимальное количество микрокоманд [3].

Обозначим через l_i — множество операндов микрооперации у_i, О_i — множество результатов микрооперации y_i. Сигналы управления (СУ) микроопераций y_i и y_j нельзя объединить в одну микрокоманду, если имеет место один из трех случаев пересечения по данным:

При этом говорят, что y_i и y_j - находятся в отношении w_g зависимости по данным: . Графически отношение w_g отображается графом зависимости по данным (ГЗД), вершины которого соответствуют микрооперациям. Дуга (y_i, y_j ) в ГЗД по­казывает, что микрооперации y_i и y_j находятся в отношении w_g. Пример ГЗД при­веден на рис. 6.21.

Рис. 6.21. Граф зависимости по данным

Если две микрооперации y_i, y_j используют один и тот же функциональный узел ВМ, то говорят, что они находятся в отношении структурной несовместимости w_с, то есть y_j w_c у Сигналы управления двух микроопераций можно объедим в одну микрокоманду, если они структурно совместимы и не находятся в отношении зависимости по данным:

y_i,, y_j  МК, если (у_i, _c, y_j)  (у_i, _c, y_j)≠

Пусть между микрооперациями y_v ..., у_а рассматриваемого ГЗД существует следующая структурная несовместимость:

Минимальное количество микрокоманд в микропрограмме будет определяться длиной критического пути в графе ГЗД, то есть пути, длина которого макси­мальна.

На первом шаге алгоритма формируется начальное распределение (HP), состоя­щее из блоков B_v ..., В_м, где М— длина критического пути ГЗД. Каждый блок B_t является «заготовкой» микрокоманды Y_i в него включаются СУ тех микроопераций которые могут выполняться не ранее, чем по микрокоманде Уi. Начальное рас­пределение для нашего примера показано в табл. 6.1.

Таблица 6.1. Основные распределения микроопераций

Блок	Распределение МО			Блок	ПКР
	HP	ПР	КР
B1	У1 У2 У7	У2	У2	B1	У2
В2	Уз, У8	У 1 Уз	Уз	В2	У3
Вз	У4	У4 У7	У4	Вз	У4
B4	У5 У6	У5, У6, У 8	У5, У6	B41	У5
				B42	У6

Так как y₁ y₂, у₇ независимы по данным от других микроопераций, то они могут выполняться в блоке В₁. Микрооперация у₃ зависит по данным от у₂, а y₈ — от у₇, по­этому микрооперации y₃ и у₈ могут выполняться не ранее, чем в блоке В₂. Основной принцип построения HP: СУ микрооперации у_п должен помещаться в блок B_i если в блоке B_i-1 находится СУ такой микрооперации у_т, что у_т w_gy_n. Полученное HP (см. табл. 6.1) содержит четыре блока, что равно длине максимального пути в ГЗД (см. рис. 6.21), и определяет минимально возможное количество МК в микропрограмме. На втором шаге алгоритма формируется повторное распределение (ПР), опре­деляющее максимальный по номеру блок В_г в котором еще в состоянии выпол­няться микрооперация у_п. Если HP формируется прохождением графа сверху вниз, то ПР — проходом по ГЗД снизу вверх. Так, y₈ может выполняться в самом послед­нем блоке ПР (см. табл. 6.1), поскольку ни одна из микроопераций не зависит по ДЭДным от y₈. Длина ПР также равна длине максимального пути в ГЗД.

Исходя из HP и ПР, формируется критическое распределение (КР). В КР входят СУ критических микроопераций, то есть таких, которые находятся в блоках с одинаковыми номерами как в HP, так и в ПР. Так, СУ у₂ находится в блоке B_t HP и в блоке В₁ ПР, следовательно, это критическая микрооперация критическим носятся также микрооперации у₃, у₄, у₅, у₆ (см. табл. 6.1). Кроме того, критическое распределение содержит четыре блока и является основой для формирования набора микрокоманд.

Так как КР было сформировано без учета структурной несовместимости между критическими микрооперациями, оно должно быть проверено на ее наличие.

Блок, содержащий СУ структурно несовместимых микроопераций, «расщепляется» на подблоки, внутри которых нет структурной несовместимости. Тем самым формируется проверенное критическое распределение (ПКР). В нашем случае существует структурная несовместимость между у₅ и у₆, поэтому блок В входящий в КР, необходимо разделить на два подблока В₄¹ и В₄² (см. табл. 6.1).

На последнем шаге алгоритма путем размещения оставшихся СУ некритических микроопераций по блокам ПКР формируется окончательный набор микрокоманд (НМК). Каждый блок и подблок ПКР соответствует одной микрокоманд результирующего НМК. В нашем примере нужно распределить СУ микроопераций y_v у, у₈. Для этого имеется следующее правило: в ПКР ищется самый первый по номеру блок, в который можно включить СУ микрооперации у_п, из последовательности блоков В_н, ..., В_к, где В_н — блок HP и В_к — блок ПР, содержащие СУ данной микрооперации. Если размещаемый СУ у„ не может быть включен ни в один из этих блоков из-за структурной несовместимости с уже размещенными в них СУ микроопераций, то он помещается в специально формируемый блок B'_K(i= 1_t2, ) В табл. 6.2 показано применение этого правила для окончательного формирова­ния НМК. Так, СУ микрооперации у₁ должен быть включен в микрокоманду У₁ или в микрокоманду У₂. СУ микрооперации у, включается в МК У,, так как он структурно совместим с СУ микрооперации у₂ е У,. СУ микрооперации у₇ должен быть включен в одну из микрокоманд У„ У₂, Y₃, однако его нельзя включить в У, из-за структурной несовместимости с СУ микрооперации у₂. Нельзя его помес­тить и в микрокоманду У, вследствие структурной несовместимости с у₃. Поэтому СУ у₇ войдет в микрокоманду У₃.

Последней размещается СУ микрооперации, и сначала может показаться, что он должен быть включен в МК У₂, но при этом нарушается ограничение, которое накладывается зависимостью по данным: у₇ w_gy_s. Поэтому СУ у_а не может войти в МК, предшествующую микрокоманде У₃, которая содержит СУ микрооперации у₇. Для исключения подобных ошибок следует корректировать HP после каждого распределения СУ микрооперации в МК У,. Коррекция заключается в перемещении всех СУ микроопераций у_п, зависящих по данным от распределении СУ микрооперации, в блок В₁HP, где номер блока равен: i =j + 1. Следовательно, СУ микрооперации у_а после распределения у₇ можно включить то в МК У, (см. табл. 6.2).