• 在 pipeline 中，decode stage 的任務是將指令中的資訊提取出來，CPU 使用這些資訊控制後續的 pipeline 來執行這條指令

• 影響 decode 的複雜度因素有：
• 指令集的複雜度：
• CISC vs. RISC
• 每個 cycle 可以 decode 的指令個數：
• 每個 cycle 可以 decode N 條指令，那就需要 N 個 decode 電路

6.1 - 指令緩存

• 現代處理器可以在 fetch stage 從 I-Cache 讀出大於每個 cycle 可以 decode 指令個數的指令，因此需要在 fetch stage 和 decode stage 之間加一個 buffer，用來將 I-Cache 讀出的所有指令保存起來，這個 buffer 就稱為 Instruction Buffer

• Fetch stage 最終會輸出兩個主要的內容給 Instruction Buffer：
• 從 I-Cache 讀出的 N 條指令 (並非所有指令都是有效的)
• 有效的指令個數
• 1 instruction fetch 位址不是 cache aligned 時，或是 fetch group 中包含預測為 taken 的指令，會導致 fetch stage 沒辦法寫入 N 條指令進 Instruction Buffer
• 此時需要告知 Instruction Buffer，有效的指令個數

• 現在 superscalar CPU 需要 Instruction Buffer 的原因：
• Superscalar CPU 可以每個 cycle 可以 fetch 的指令個數大於每個 cycle 可以 decode 的指令個數，這樣即使在發生 I-Cache miss 時，Instruction Buffer 中仍有可能還有保存尚未 decode 的指令，因此不需要 stall pipeline，可以繼續 decode 指令，增加 CPU 的性能
• Superscalar CPU 中即使每個 cycle 可以 decode 的指令個數與每個 cycle 所 fetch 的指令個數相等，在 decode stage 仍會有一些特殊的指令需要處理，導致在 fetch stage 所 fetch 的指令沒有辦法全部被 decode
• 如 ARM 的 multiply-accumulate 指令 (UMAAL RdLo, RdHi, Rn, Rm)，會有兩個 destination registers，為了減少對 register renaming 的影響，會將其拆分成兩條普通的指令，每條指令只有一個 destination register
• 因此，如果在 decode stage 沒有特別的處理，會導致 decode 的指令個數大於 fetch 指令的個數，但後續的 pipeline 都是依照原先的指令個數來設計的，不可能因為這些不常見的指令而增加後續 pipeline 的處理能力 (因為會增加硬體面積，且使用率也不高)
• 為了解決此問題，就需要加入 Instruction Buffer，讓 multiply-accumulate 後面的指令，可以等到下一個 cycle 再 decode

• 由於 Instruction Buffer 可以在一個 cycle 內寫入多條的指令，也可以讀出多條的指令，因此也是一個 multi-port 的 FIFIO；但在實際設計上，並不會使用真的 multi-port 的 SRAM 來實現這樣的 FIFO，而是會採用 interleaving 的方式 (參考：2.3.1 - True Multi-port)，使用多個 single-port 的 SRAM 來實現，從而避免使用 multi-port SRAM 所導致的硬體速度上的限制

6.2 - 一般情況

• ARM 的 CPSR，只有 4 個 bits (N、C、Z、V)，但其他的暫存器都是 32 bits 的；如果將 CPSR 跟其他的暫存器統一對待，會造成很多暫存器無法有效的被利用，因為 32 bits 的暫存器，只存了 4 bits 的資料
• 因此，一般都是將 CPSR 單獨處理，對 CPSR 單獨使用一套 register renaming 的流程，這樣就可以根據 CPSR 的特性來訂製 register renaming 的流程
• 且考慮到條件執行的指令只是少部份，所以所使用的 register file 可以很小，例如只需只用 16 個 physical registers 就足夠了
• 指令所攜帶的 source registers 和 destination registers 的個數直接決定了 register renaming 電路在實現上的難易度：
• 像是 register renaming mapping tables 的 ports 數、指令間相關性檢查電路的複雜度
• 由於 RISC 架構的指令比較整齊劃一，很容易解析出指令中的 opcode 和 operands，在 decode stage 產生的 pipeline 控制訊號也比較少，因此 RISC 架構的 instruction decoding 通常都可以在 1 個 cycle 完成
• 一般情況下，RISC 處理器在 decode stage 完成的任務可以概括為：
• What type：例如指令是算術指令還是分支指令
• What operation：例如當指令是算術指令時，是進行什麼運算；是分支指令時，它的跳轉條件是什麼樣的
• What resource：例如對算術指令時來說，其 source 和 destination registers 是哪些，有沒有 immediate value

6.3 - 特殊情況

• 即使在 RISC 指令集中，也存在一些特殊的指令；這些指令不能按照一般的方法處理
• 例如：ARM 的 LDM / STM 指令，需要多個 cycles 才能完成；而且它們的 source 和 destination registers 有多個，如果在 superscalar CPU 中對它們跟普通指令一樣來處理的話，會需要增加 register renaming mapping table、issue queue 和 ROB 所需的 ports 數，增加硬體的面積，並降低處理效能

• 因此在 superscalar CPU 中，並不會直接處理 LDM / STM 這樣的指令，而是會將其轉換為多條普通的指令 (µops)，每條普通的指令就是一般的 load / store 指令，這樣就可以用普通指令的方式來處理

6.3.1 - 分支指令的處理

• 先前提到，採用 checkpoint 的方式對 mis-prediction 的分支指令恢復 CPU 的狀態，為了減少分支指令編號分配電路的複雜度，需要限制每個 cycle 能 decode 的分支指令個數，例如每個 cycle 只能 decode 一條分支指令 (參考：link)

• 但是，每個 cycle 從 Instruction Buffer 讀取的指令中，有可能存在多條的分支指令，需要在 decode stage 做特別的處理
• 簡單的作法：
• 遇到分支指令時，就不在同個 cycle decode 這條分支指令後面的指令，而是將它們 stall 到下個 cycle
• 這個功能只需更新 Instruction Buffer 的 pointer 即可實現



• 原本從 Instruction Buffer 中讀取指令：ADD → BR → SUB → BR
• Cycle 1 只 decode ADD 和 BR，Instruction Buffer pointer + 2
• SUB 和 BR stall 到 Cycle 2 才被 decoded，Instruction Buffer pointer + 2
• 限制每個 cycle 最多只能 decode 一條分支指令，降低了分支指令編號分配電路的複雜度
• 雖然效能會下降一點，但是比較容易實現，是一種折衷的方法
• P.S. 採用 ROB 來恢復發生 mis-prediction 時 CPU 的狀態，就不再需要分支指令編號分配電路了，因此也不用限制每個 cycle 最多只能 decode 一條分支指令

• 在 decode stage 還有另外一項重要的任務，就是位分支預測是否正確進行初步的檢查
• 越早發現 mis-prediction，penalty 越小
• 對於直接跳轉類型的指令，由於在 decode stage 就可以計算出其要跳轉的位址，因此可以在 decode stage 對這些分支指令的目標位址是否預測正確進行檢查
• 如果發現 mis-prediction，可以直接使用正確的位址來 fetch instruction

• 分支指令在 decode stage 是無法得到實際跳轉的方向的 (除了如：jmp 這種 unconditional branch 的指令)，因此在 decode stage 無法對分支預測的方向進行檢查，需要等到後續的 pipeline stage 階段才能完成

6.3.2 - 乘累加/乘法指令的處理

• 乘法和乘累加指令在 MIPS 架構中是一種特殊的指令；指令中包含兩個 destination registers (Hi register、Low register)
• 這兩個暫存器並不屬於通用暫存器，因此需要特別處理

• 在 superscalar CPU 中，需要對每條指令都進行 register renaming：
• 將指令的 source registers 變為對應的 physical registers
• 並為 destination register 分配一個 physical register

• 大部分的指令都只有一個 destination register，但這種指令確有兩個 destination registers；此外，如果直接將此乘累加/乘法指令直接加進 ROB 中，則 ROB 也需要能夠存放兩個 destination registers，增加了 ROB 的面積，但這些增加的部份大部分都是沒有被使用的，造成了資源的浪費

• 可以採用下列的兩種方式來處理：
1. 將 Hi register、Low register 分配為 MIPS CPU 的第 33、34 個通用暫存器，這種分配過程只在 CPU 內部進行，register renaming mapping table 也同樣要支援新的通用暫存器
2. 將乘法/乘累加指令拆成兩條指令：
• 乘法指令：{Hi, Lo} = Rs x Rt
• 可以拆解為如下的兩條指令：
• Hi = Rs x Rt
• Lo = Rs x Rt
• 這兩條指令經過 register renaming 並寫進 ROB 中時，會佔用兩個 ROB entries
• 實際上，這兩條指令只使用一個乘法器就足夠了，只要這個乘法操作在 pipeline 的 execution stage 計算完畢，這兩條指令就同時完成了
• 乘累加指令：{Hi, Lo} = {Hi, Lo} + Rs x Rt
• 需要讀取四個 source registers (Rs, Rt, Hi, Lo)，同時也有兩個 destination registers (Hi, Lo)，正好是兩倍的普通指令，則可以將乘累加指令拆分成兩條普通指令：
• Lo = {Hi, Lo}
• Hi = Rs x Rt
• 在 CPU 內部，乘累加指令仍然是以一個完整的指令來完成運算，因此指令的拆分只是更有利於 register renaming，以及便於在 ROB 中的存放，每條被拆分的指令並不是單獨進行運算的

• 此外，也需要對 issue queue 做特殊的處理，將乘法指令和乘累加指令使用一個 FU (Function Unit)，這個 FU 的 issue queue 和其他的有所不同，它包含了四個 source registers、兩個 destination registers

• 在 decode stage 拆分的兩條指令，經過 register renaming 後，就要寫入 ROB 和 issue queue 中 (i.e. Dispatch)，此時：
• 寫進 ROB 中依舊是以兩條指令的方式寫入，佔據 ROB 兩個 entries
• 寫進 issue queue 時則是將兩條指令進行融合 (fusion)，這兩條指令在 issue queue 中又變為了一條完整的乘累加或乘法指令，這樣就能夠保證 FU 在執行時，能夠執行一個完整的乘累加或乘法指令

• 在 N-way 的 superscalar CPU 中，每個 cycle 可以 decode 和 register rename N 條指令，但如果 decode 的 N 條指令中包含乘法和乘累加指令，那麼就會 decode 出 > N 條的指令，register renaming 不可能特別為了極少出現的情況而浪費其硬體面積，此問題可以透過下列兩種方法來解決：
1. 在 decode stage 和 register renaming stage 新增一個 buffer，暫存 decode stage 所產生的指令；在 register renaming stage，每個 cycle 都從此 buffer 讀取指令來處理即可
• 指令經過 decode 後會得到很多的資訊，例如 pipeline 的控制訊號等，導致這個 buffer 需要的 bits 數會很大，在一定程度上增加了硬體的面積
2. 限制每個 cycle decode 的指令數，一旦在 decode stage 發現乘累加指令 (e.g. MADD 指令，會被拆分為 MADD1 及 MADD2 指令)，那麼只有 MADD1 以及在其之前的指令可以進行 decode，MADD2 以及在其之後的指令需要等到下個 cycle 才可以被 decoded



• Cycle 1：ADD、MADD1 (MADD 被拆分，因此MADD2 必須等待)
• Cycle 2：MADD2、SUB、MSUB1 (MSUB 被拆分，因此MSUB2 必須等待)
• Cycle 3：MSUB2
• 這樣的作法雖然會降低 CPU 的性能，但考慮到乘累加指令的使用頻率並不高，這種方式易於實現，因此是一種可以接受的折衷方案

6.3.3 - 前/後變址指令的處理

• ARM 指令集中還有一種前/後變址 (pre-index/post-index) 指令，能夠在一條指令中完成兩個任務
• 例如：ldr $r2, [$r1, #4]!
• Load mem[$r1 + 4] to $r2
• $r1 = $r1 + 4
• 相當於此 load 指令有兩個 destination registers，會給 register renaming 以及後續的過程帶來麻煩
• 因此在 superscalar CPU 實現時，仍舊會在 decode stage 將這條 load 指令，拆成兩條普通的指令：
• ldr $r2, [$r1, #4]
• add $r1, $r1, 4
• 經過拆分後，一樣會導致在 decode stage 得到的指令個數 > N 條的指令，可以參考 6.3.2 節的解決方法

6.3.4 - LDM/STM 指令的處理

• ARM LDM/STM 指令：
• LDM/STM <Rn>{!}, <register list>
• STM：將多個暫存器的值，存到記憶體的一段連續位址
• LTM：將記憶體一段連續位址的值，載入到多個暫存器
• 例如：ldm $r5!, {$r0 ~ $r3}
• 這條指令在 superscalar CPU 內部中，會被拆成四條普通的 load 指令和一條普通的 add 指令

6.3.5 - 條件執行指令的處理

• ARM 的條件執行指令，會檢查 CPSR 的值決定該條指令是否執行；在 ARM CPU 中，本質就是將 CPSR 也當作一個 source / destination registers 來看待
• 當一條指令會更新 CPSR 時，CPSR 就會被當作為一個 destination register
• E.g. subs 指令
• 當一條指令需要條件執行時，CPSR 就會被當作為一個 source register
• E.g. addeq 指令

• 對於 out-of-order CPU 來說，由於指令是亂序執行的，在條件執行指令被執行的當下，CPSR 的值有可能不是最新的；如果不加以處理，就會發生錯誤，例如：



• inst4 被提前到 inst2 之前執行並更新了 CPSR，那麼當 inst2 和 inst3 執行並讀取 CPSR 時，就會錯誤的使用到 inst4 所更新的狀態了
• inst6 被提前到 inst4 之前執行，此時讀取的 CPSR 值內容有可能是來自 inst1，而不是 intn4

• 因此，當一條指令要更新 CPSR 時 (e.g. 上述範例中的 inst1 和 inst4)，需要使用一個新的 CPSR 來保存這條指令的狀態，並給這個 CPSR 一個新的名字；與之對應的指令 (e.g. 上述範例中的 inst2, inst3 與 inst5, inst6)，都會使用新的 CPSR 來作為其 source register
• 透過 register renaming 的方法，就可以消除 ARM CPU 中條件執行指令所帶來的問題