指令跳转及预测

branch指令只有进入decode阶段，CPU才能知道是否跳转。Branch进入到ALU阶段，CPU才知道是否taken。

	FRTCH	DECODE	ALU	EME	WRITE BACK
Cycle 1	BEQ Label
Cycle 2	？？	BEQ Label
Cycle 3	？？	？？	BEQ Label
Cycle 4	Label	？？	？？	BEQ Label

有什么方式可以降低这种flush掉没用的指令。CPU不知道会不会跳转，以及不知道会跳转到哪里去。如果在TETCH有可以预测branch是否taken，或者知道taken之后的下一条指令，效率提高。怎么去做到branch。

如何预测，处理器预测什么东西？

1.该指令是否是branch指令？

2.判断是否taken。

3.如果taken，目标地址在哪里？

 

对CPI的影响？

CPI = 1+(mis-predicted/instructions)*penalty

其中penalty就是要Flush掉的指令数量。

下面一个例子：

1+0.1×0.2×2=1.04是什么意思？

90%的指令预测准确率，那么有0.1的概率错误预测，0.2表示有20%的指令是Branch，2代表有2条指令被Flush掉。

可见在流水线级数很长的情况下，branch的精确度对性能影响非常大。

 

预测branch的思路？

一条指令执行的模式是由规律的，这里用到branch的历史执行方式。

Branch Target Buffer BTB概念，用来存放Branch目标的，当然，已经知道branch是被taken的。Branch目标地址就存放在BTB中，如果该次没预测对，那么就会更新BTB中的PCnext。如何设计BTB，就是越快越好，那么这个buffer尽可能小。使用PC的低10bit作为BTB的entry。因为正常程序在执行的时候，地址每次加4，也就是只有低bit在改变。

 

简单的预测banch的方法。1bit 预测。解决branch是否taken。

也就是，现在有条branch指令，走到ALU阶段，这条branch被执行了，然而上次branch没被执行，BHT中存放的是0：Branch is not taken，这是就修改BHT中的值为1：Branch is taken。那么下次在执行Branch的时候，我们预测他会被执行。

1bit预测的优劣。当一条branch总是taken或者taken远大于不taken，或者正好相反，那么1 bit预测就可以工作很好。但是如果taken 和not kaken次数差不多时候，这个1 bit预测就不管用了。

 

2bit 预测，和1bit预测原理差不多，只是多了2种情况。

          一条强烈不执行的branch被taken了，那么就会进入weakly not taken状态，下次就是直接进入可能不执行的状态，但是下次真的没执行，那么就回到强烈不执行状态；如果被taken了，那么进入到可能执行的状态。相比于1 bit预测，从not kaken到taken，需要两次branch 。

 

基于历史来做预测是否会被taken。

        从途中可以看出，当前两条为NN的时候，那么下一条CPU就预测为Taken；当前两条为Not Taken和Taken的时候，那么下一条预测为Not Taken。基于历史来做预测，准确度会更高。

CPU一般是基于2-bits history predict来做的。

对于函数的返回值指令，如何预测呢？

0x1230: Call FUN
.
.
.
0x1250: Call FUN


FUN:
     RET 

        PC到0x1230，调用FUN ，FUN执行完后执行RET，回到0x1230地址，在BTB中更新为0x1230地址；当程序执行到0x1250后，有调用FUN，再执行RET，之前BTB已经更新RET为0x1230，而不是0x1250，这样子会导致mis-predict（本应该回到0x1250），这时BTB会更新到0x1250；如果程序LOOP到0x1230，那么每一次branch按照BTB的预测都会失败。解决这个问题，引入RAS（Return address stack），采用栈的方式解决。执行0x1230的时候，把0x1230push到栈中，RET的时候从栈中取0x1230，当从0x1250调用FUN的时候，把0x1250push到栈中，RET的时候，从栈中调取0x1250。

 

END