數(shù)字系統(tǒng)設(shè)計實驗-流水線MIPS微處理器設(shè)計(完整版)資料

數(shù)字系統(tǒng)設(shè)計實驗--流水線MIPS微處理器設(shè)計（完整版）資料(可以直接使用，可編輯優(yōu)秀版資料，歡迎下載）

一、實驗?zāi)康臄?shù)字系統(tǒng)設(shè)計實驗--流水線MIPS微處理器設(shè)計（完整版）資料(可以直接使用，可編輯優(yōu)秀版資料，歡迎下載）（1）了解提高CPU性能的方法。（2）理解數(shù)據(jù)冒險、控制冒險的概念以及流水線沖突的解決方法。（3）掌握流水線MIPS微處理器的工作原理。（4）掌握流水線MIPS微處理器的測試方法。二、實驗任務(wù)設(shè)計一個32位流水線MIPS微處理器,具體要求如下設(shè)計要求：（1）至少執(zhí)行下列MIPS32指令。算數(shù)運算指令：ADDADDUSUBSUBUADDIADDU邏輯運算指令：ANDORNORXORANDIORIXORISLTSLTISLTUSLTIU移位指令：SLLSLLVSRLSRLVSRA條件分支指令：BEQBNEBGEZBGTZBLEZBLTZ無條件跳轉(zhuǎn)指令：JJR數(shù)據(jù)傳輸指令：LWSW空指令：NOP（2）在用5級流水線技術(shù)，對數(shù)據(jù)冒險實現(xiàn)轉(zhuǎn)發(fā)或阻塞功能。（3）在XUPVietex-IIPro開發(fā)系統(tǒng)中實現(xiàn)MIPS微處理器，要求CPU的運行速度大于25MHz.三、實驗原理1.流水線MIPSCPU總體設(shè)計流水線是數(shù)字系統(tǒng)中一種提高系統(tǒng)穩(wěn)定性和工作速度的方法，廣泛應(yīng)用在高檔CPU的構(gòu)建中。根據(jù)MIPS處理器指令的特點，將整體的處理過程分為取指令（IF）、指令譯碼、執(zhí)行、存儲器訪問和寄存器寫回五級，對應(yīng)多周期CPU的五個處理階段。如圖1所示，一個指令的執(zhí)行需要五個時鐘周期，每個時鐘周期上升沿來臨時，此指令所代表的一系列數(shù)據(jù)和控制信息轉(zhuǎn)移到下一級處理。圖1流水線流水作業(yè)示意圖一條MIPS指令分為五個處理步驟，即五級流水線，的具體執(zhí)行過程如圖2所示。圖2五級流水線MIPSCPU初步原理框圖流水線寄存器：為了在其它四級流水線中各條指令保持各自的值，從指令存儲器中讀出的指令必須保存在寄存器中。同樣的方法應(yīng)用到每個流水線步驟中，需要在上圖中各級之間加入寄存器，如圖3所示。圖3.在各級分割線添加寄存器后的框圖由于在流水線中，數(shù)據(jù)和控制信息將在時鐘上升沿轉(zhuǎn)移到下一級，所以規(guī)定流水線轉(zhuǎn)移的變量命名遵守如下格式：名稱_流水線級名稱。例如，在ID級指令譯碼電路（DECODE）產(chǎn)生的寄存器寫允許信號RegWrite在ID級、EX級、MEM級和WB級上的命名分別為RegWrite_id、RegWrite_ex、RegWrite_men和RegWrite_wb。在頂層文件中，類似的變量名稱有近百個，這樣的命名方式起到了很好的識別作用。1．MIPS指令格式：①R型指令格式本實驗需要實現(xiàn)的R型指令有：I)算術(shù)邏輯運算指令： ADD、ADDU、SUB、SUBU、AND、OR、NOR、XOR、SLT、SLTUII)移位指令：SLLV、SRLV、SRAV、SLL、SRL、SRAIII)寄存器跳轉(zhuǎn)指令：JR②I型指令格式本實驗需要實現(xiàn)的I型指令有：I)存儲器訪問指令：LW、SWII)立即數(shù)算術(shù)邏輯運算指令：ADDI、ADDIU、ANDI、ORI、XORI、SLTI、SLTIUIII)分支指令：BEQ、BNE、BGEZ、BGTZ、BLEZ、BLTZ分支地址為：PC+4+(sign-extend(Imm)<<2)③J型指令格式本實驗需要實現(xiàn)的J型指令只有：無條件跳轉(zhuǎn)指令：J跳轉(zhuǎn)地址為：{PC[31:28],IR[25:0],2’b00}特別注意：寄存器跳轉(zhuǎn)指令JR不是J型指令，而是R型指令，其指令格式為：跳轉(zhuǎn)地址為：$ra，寄存器號為rs移位指令SLL、SRL、SRA只有rt一個源操作數(shù)：3、取字指令的操作過程：rt<=Mem[rs+sign_extend(imm)]存字指令的操作過程：Mem[rs+sign_extend(imm)]<=rt4、I型指令中立即數(shù)算術(shù)邏輯運算指令對立即數(shù)（Imm）的處理應(yīng)分為兩類情況考慮：當指令為ADDI、ADDIU、SLTI、SLTIU時，指令中的16位立即數(shù)（Imm）應(yīng)做符號擴展為32位。此符號擴展電路在ID級完成。當指令為ANDI、ORI、XORI時，Imm應(yīng)做“0”擴展為32位?？紤]到資源的限制，在執(zhí)行ANDI、ORI、XORI指令時，“0”擴展功能放在ALU內(nèi)部（即EX級)完成。流水線中的控制信號為保證CPU按照指令正常運行，分別設(shè)置各個級的控制信號：IF級：取指令級。從ROM中讀取指令，并在下一個時鐘沿到來時把指令送到ID級的指令緩沖器中。該級控制信號決定下一個指令指針的PCSource信號、阻塞流水線的PC_IFwrite信號、清空流水線的IF_flush信號。ID級：指令譯碼器。對IF級來的指令進行譯碼，并產(chǎn)生相應(yīng)的控制信號。整個CPU的控制信號基本都是在這級上產(chǎn)生。該級自身不需任何控制信號。流水線冒險檢測也在該級進行，冒險檢測電路需要上一條指令的MemRead，即在檢測到冒險條件成立時，冒險檢測電路產(chǎn)生stall信號清空ID/EX寄存器，插入一個流水線氣泡。（3）EX級：執(zhí)行級。該級進行算術(shù)或邏輯操作。此外LW、SW指令所用的RAM訪問地址也是在本級上實現(xiàn)。控制信號有ALUCode、ALUSrcA、ALUScrB和RegDst，根據(jù)這些信號確定ALU操作、選擇兩個ALU操作數(shù)A、B，并確定目標寄存器。另外，數(shù)據(jù)轉(zhuǎn)發(fā)也在該級完成。數(shù)據(jù)轉(zhuǎn)發(fā)控制電路產(chǎn)生ForwardA和ForwardB兩組控制信號。（4）MEM級：存儲器訪問級。只有在執(zhí)行LW、SW指令時才對存儲器進行讀寫，對其他指令只起到一個周期的作用。該級只需存儲器寫操作允許信號MemWrite。（5）WB級：寫回級。該級把指令執(zhí)行的結(jié)果回寫到寄存器文件中。該級設(shè)置信號MemtoReg和寄存器寫操作允許信號RegWrite，其中MemtoReg決定寫入寄存器的數(shù)據(jù)來自于MEM級上的緩沖值或來自于MEM級上的存儲器。3、流水線冒險在流水線CPU中，多條指令通知執(zhí)行，由于各種各樣的原因，在下一個時鐘周期中下一條指令不能執(zhí)行，這種情況稱為冒險。冒險分為三類：①結(jié)構(gòu)冒險：硬件不支持多條指令在同一個時鐘周期內(nèi)執(zhí)行。MIPS指令集專為流水線設(shè)計，因此在MIPSCPU中不存在此類冒險。②數(shù)據(jù)冒險：在一個操作必須等待另一操作完成后才能進行時，流水線必須停頓，這種情況稱為數(shù)據(jù)冒險。數(shù)據(jù)冒險分為兩類：ⅰ數(shù)據(jù)相關(guān)：流水線內(nèi)部其中任何一條指令要用到任何其他指令的計算結(jié)果時，將導(dǎo)致數(shù)據(jù)冒險。通?？梢杂脭?shù)據(jù)轉(zhuǎn)發(fā)（數(shù)據(jù)定向）來解決此類冒險。ⅱ數(shù)據(jù)冒險：此類冒險發(fā)生在當定向的目標階段在時序上早于定向的源階段時，數(shù)據(jù)轉(zhuǎn)發(fā)無效。通常是引入流水線阻塞，即氣泡（bubble）來解決。。③控制冒險：CPU需要根據(jù)分支指令的結(jié)果做出決策，而此時其他指令可能還在執(zhí)行中，這時會出現(xiàn)控制冒險，也稱為分支冒險。解決此類冒險的常用方法是延遲分支。3.1數(shù)據(jù)相關(guān)與轉(zhuǎn)發(fā)下面通過具體例子來闡述數(shù)據(jù)相關(guān)。見圖3.1圖3.圖3.1數(shù)據(jù)相關(guān)性后4條指令都依賴于第一條指令得到寄存器$2的結(jié)果，但sub指令要在第五周期才寫回寄存器$2，但在第三、四、五個時鐘周期$2分別要被and、or和add三個指令用到，所以這三個指令得到的是錯誤的未更新的數(shù)據(jù)，會引起錯誤的結(jié)果；而第六個時鐘周期$2要被sw指令用到，此時得到的才是正確的已更新的數(shù)據(jù)。這種數(shù)據(jù)之間的互相關(guān)聯(lián)引起的冒險就是數(shù)據(jù)相關(guān)?？梢钥闯觯斠粭l依賴關(guān)系的方向與時間軸的方向相反時，就會產(chǎn)生數(shù)據(jù)冒險。（1）一階數(shù)據(jù)相關(guān)與轉(zhuǎn)發(fā)（EX冒險）首先討論指令sub與and之間的相關(guān)問題。sub指令在第五周期寫回寄存器$2，而and指令在第四周期就對sub指令的結(jié)果$2提出申請，顯然將得到錯誤的未更新的數(shù)據(jù)。像這類第I條指令的源操作寄存器與第I-1條指令（即上一條指令）的目標寄存器相重，導(dǎo)致的數(shù)據(jù)相關(guān)稱為一階數(shù)據(jù)相關(guān)。見圖3.2中實線所示。圖3.2一階數(shù)據(jù)相關(guān)實例圖可以發(fā)現(xiàn)，sub指令的結(jié)果其實在EX級結(jié)尾，即第三周期末就產(chǎn)生了；而and指令在第四時鐘周期向sub指令結(jié)果發(fā)出請求，請求時間晚于結(jié)果產(chǎn)生時間，所以只需要sub指令結(jié)果產(chǎn)生之后直接將其轉(zhuǎn)發(fā)給and指令就可以避免一階數(shù)據(jù)相關(guān)。如圖3.3虛線所示。轉(zhuǎn)發(fā)數(shù)據(jù)為ALUResult_mem數(shù)據(jù)轉(zhuǎn)發(fā)由Forwardingunit單元控制，判斷轉(zhuǎn)發(fā)條件是否成立。轉(zhuǎn)發(fā)機制硬件實現(xiàn)見圖3.3。圖3.3轉(zhuǎn)發(fā)機制的硬件實現(xiàn)轉(zhuǎn)發(fā)條件ForwardA、ForwardB作為數(shù)據(jù)選擇器的地址信號，轉(zhuǎn)發(fā)條件不成立時，ALU操作數(shù)從ID/EX流水線寄存器中讀?。晦D(zhuǎn)發(fā)條件成立時，ALU操作數(shù)取自數(shù)據(jù)旁路。轉(zhuǎn)發(fā)條件：MEM級指令是寫操作，即RegWrite_mem=1；MEM級指令寫回的目標寄存器不是$0，即RegWriteAddr_mem≠0；MEM級指令寫回的目標寄存器與在EX級指令的源寄存器是同一寄存器，即RegWriteAddr_mem=RsAddr_ex或RegWriteAddr_mem=RtAddr_ex。（2）二階數(shù)據(jù)相關(guān)與轉(zhuǎn)發(fā)（MEM冒險）現(xiàn)在討論sub指令與or指令之間的相關(guān)問題。sub指令在第5時鐘周期寫回寄存器，而or指令也在第5時鐘周期對sub指令的結(jié)果提出了請求，很顯然or指令讀取的數(shù)據(jù)是未被更新的錯誤內(nèi)容。這類數(shù)據(jù)相關(guān)稱為二階數(shù)據(jù)相關(guān)。見圖3.4中實線所示。圖3.4二階數(shù)據(jù)相關(guān)實例圖如前所述，or指令在第五時鐘周期向sub指令結(jié)果發(fā)出請求時，sub指令的結(jié)果已經(jīng)產(chǎn)生。所以，我們同樣采用“轉(zhuǎn)發(fā)”，即通過MEM/WB流水線寄存器，將sub指令結(jié)果轉(zhuǎn)發(fā)給or指令，而不需要先寫回寄存器堆。如圖3.4中虛線所示。轉(zhuǎn)發(fā)數(shù)據(jù)為RegWriteData_wb轉(zhuǎn)發(fā)條件：WB級指令是寫操作，即RegWrite_wb=1；WB級指令寫回的目標寄存器不是$0，即RegWriteAddr_wb≠0；WB級指令寫回的目標寄存器與在EX級指令的源寄存器是同一寄存器，即RegWriteAddr_wb=RsAddr_ex或RegWriteAddr_wb=RtAddr_ex；EX冒險不成立，即RegWriteAddr_mem≠RsAddr_ex或RegWriteAddr_mem=RtAddr_ex。(3)三階數(shù)據(jù)相關(guān)與轉(zhuǎn)發(fā)最后討論sub指令與add指令之間的相關(guān)問題。sub指令與add指令在第五時鐘周期內(nèi)同時讀寫同一個寄存器。這類數(shù)據(jù)相關(guān)稱之為三階數(shù)據(jù)相關(guān)。如圖3.5中實線所示。圖3.5三階數(shù)據(jù)相關(guān)實例圖假設(shè)寄存器的寫操作發(fā)生在時鐘周期的上升沿，而讀操作發(fā)生在時鐘周期的下降沿，那么讀操作將讀取到最新寫入的內(nèi)容。在這種假設(shè)條件下將不會發(fā)生數(shù)據(jù)冒險。這就要求流水線中的寄存器具有“先寫后讀（ReadAfterWrite）”的特性。這類“寫操作發(fā)生在時鐘周期的上升沿，讀操作發(fā)生在時鐘周期的下降沿”的寄存器雖然在理論上是可實現(xiàn)的，但是不適合應(yīng)用于同步系統(tǒng)，因為它不但影響系統(tǒng)的運行速度，而且影響系統(tǒng)的穩(wěn)定性，是不可取的。因此，我們采用“轉(zhuǎn)發(fā)”機制來解決三階數(shù)據(jù)相關(guān)冒險。該部分轉(zhuǎn)發(fā)電路我們放在寄存器堆的設(shè)計中完成。如圖3.5中虛線所示。轉(zhuǎn)發(fā)數(shù)據(jù)為RegWriteData_wb。轉(zhuǎn)發(fā)條件為：WB級指令是寫操作，即RegWrite_wb=1；WB級指令寫回的目標寄存器不是$0，即RegWriteAddr_wb≠0；WB級指令寫回的目標寄存器與在ID級指令的源寄存器是同一寄存器，即RegWriteAddr_wb=RsAddr_id或RegWriteAddr_wb=RtAddr_id。3.2數(shù)據(jù)冒險與阻塞當一條指令試圖讀取一個寄存器，而它前一條指令是lw指令，并且該lw指令寫入的是同一個寄存器時，定向轉(zhuǎn)發(fā)的方法就無法解決問題。如圖3.6所示這類冒險不同于數(shù)據(jù)相關(guān)冒險，需要單獨一個“冒險檢測單元（HazardDetector）”，它在ID級完成。冒險成立的條件為：上一條指令是lw指令，即MemRead_ex=1；在EX級的lw指令與在ID級的指令讀寫的是同一個寄存器，即RegWriteAddr_ex=RsAddr_id或RegWriteAddr_ex=RtAddr_id。冒險的解決：引入流水線阻塞當HazardDetector檢測到冒險條件成立時，在lw指令和下一條指令之間插入阻塞，即流水線氣泡（bubble），使后一條指令延遲一個時鐘周期執(zhí)行，這樣就將該冒險轉(zhuǎn)化為二階數(shù)據(jù)相關(guān)，可用轉(zhuǎn)發(fā)解決。如圖3.7所示。圖3.7流水線氣泡的引入需要注意的是，如果處于ID級的指令被阻塞，那么處于IF級的指令也必須阻塞，否則，處于ID級的指令就會丟失。防止這兩條指令繼續(xù)執(zhí)行的方法是：保持PC寄存器和IF/ID流水線寄存器不變，同時插入一個流水線氣泡。具體實現(xiàn)方法如下：流水線氣泡的插入：在ID級檢測到冒險條件時，HazardDetector輸出一個信號：stall，將ID/EX流水線寄存器中的EX、MEM和WB級控制信號全部清零。這些信號傳遞到流水線后面的各級，由于控制信號均為零，所以不會對任何寄存器和存儲器進行寫操作。保持PC寄存器和IF/ID流水線寄存器不變：在ID級檢測到冒險條件時，HazardDetector輸出一個信號：PC_IFWrite，作為使能信號同時送給PC寄存器和IF/ID流水線寄存器。冒險成立時，該信號為低電平，禁止PC寄存器和IF/ID流水線寄存器接收新數(shù)據(jù)。3.3分支冒險還有一類冒險是包含分支的流水線冒險，下圖。圖3.8分支冒險實例流水線每個時鐘周期都得取指令才能維持運行，但分支指令必須等到MEM級才能確定是否執(zhí)行分支。這種為了確定預(yù)取正確的指令而導(dǎo)致的延遲叫做控制冒險或分支冒險。一種比較普遍的提高分支阻塞速度的方法是假設(shè)分支不發(fā)生，并繼續(xù)執(zhí)行順序的指令流。如果分支發(fā)生的話，就丟棄已經(jīng)預(yù)取并譯碼的指令，指令的執(zhí)行沿著分支目標繼續(xù)。由于分支指令直到MEM級才能確定下一條指令的PC，這就意味著為了丟棄指令必須將流水線中的IF、ID和EX級的指令都清除掉（flush）。這種優(yōu)化方法的代價較大，效率較低。如果我們能在流水線中提前分支指令的執(zhí)行過程，那么就能減少需要清除的指令數(shù)。這是一種提高分支效率的方法，降低了執(zhí)行分支的代價。因此我們采用提前分支指令的方法解決分支冒險。提前分支指令需要提前完成兩個操作：計算分支的目的地址：由于已經(jīng)有了PC值和IF/ID流水線寄存器中的指令值，所以可以很方便地將EX級的分支地址計算電路移到ID級。我們針對所有指令都執(zhí)行分支地址的計算過程，但只有在需要它的時候才會用到。判斷分支指令的跳轉(zhuǎn)條件：我們將用于判斷分支指令成立的Zero信號檢測電路（Ztest）從ALU中獨立出來，并將它從EX級提前至ID級。具體的設(shè)計將在ID級設(shè)計中介紹。在提前完成以上兩個操作之外，我們還需丟棄IF級的指令。具體做法是：加入一個控制信號IF_flush，做為IF/ID流水線寄存器的清零信號。當分支冒險成立，即Z=1，則IF_flush=1，否則IF_flush=0，故IF_flush=Z。考慮到本系統(tǒng)還要實現(xiàn)的無條件跳轉(zhuǎn)指令：J和JR，在執(zhí)行這兩個指令時也必須要對IF/ID流水線寄存器進行清空，因此，IF_flush的表達式應(yīng)表示為：IF_flush=Z||J||JR。綜合以上分析，最終的無冒險的流水線MIPSCPU原理框圖如圖3.9。圖3.9無冒險的流水線MIPSCPU總體原理框圖四、流水線MIPS微處理器的設(shè)計根據(jù)流水線不同階段，將系統(tǒng)劃分為IF、ID、EX和MEM四大模塊，WB部分功能電路非常簡單，可直接在頂層文件中設(shè)計。另外，系統(tǒng)還包括IF/ID、ID/EX、EX/MEM、MEM/WB四個流水線寄存器。1、取指令級模塊（IF）的設(shè)計IF模塊由指令指針寄存器PC、指令存儲器子模塊InstructionROM、指令指針選擇器MUX和一個32位加法器組成，IF級模塊接口信息如下表所示：引腳名稱方向說明clkInput系統(tǒng)時鐘reset系統(tǒng)復(fù)位信號，高電平有效Z分支指令的條件判斷結(jié)果J跳轉(zhuǎn)指令JR寄存器跳轉(zhuǎn)指令PC_IFWrite阻塞流水線的信號，低電平有效JumpAddr[31:0]J指令跳轉(zhuǎn)地址JrAddr[31:0]JR指令跳轉(zhuǎn)地址BranchAddr[31:0]條件分支地址Instruction_if[31:0]Output指令機器NextPC_if[31:0]下一個PC值指令存儲器ROM用XilinxCOREGenerator實現(xiàn)產(chǎn)生的ROM無法滿足流水線CPU的指令要求，我們需用VerilogHDL設(shè)計一個ROM陣列?？紤]到FPGA的資源，指令存儲器可設(shè)計為容量各為26×32bit的ROM。設(shè)計ROM時需將測試的機器碼寫入，課程提供一段簡單測試程序的機器碼，機器碼存于PipelineDemo.coe文件中。課程已提供該ROM的代碼，已設(shè)計好上述測試程序機器碼的指令存儲器，文件名為InstructionROM.v。指令指針選擇器（PC）指令指針選擇器為一8選1數(shù)據(jù)選擇器，選擇信號為PCSource={JR，J，Z}，具體含義如下表：地址PC來源{JR,J,Z}=100JR指令的跳轉(zhuǎn)地址{JR,J,Z}=010J指令的跳轉(zhuǎn)地址{JR,J,Z}=001Branch指令的分支地址{JR,J,Z}=000下一條指令地址PC+4PC寄存器當發(fā)生數(shù)據(jù)冒險時，需要保持PC寄存器不變，因此PC寄存器是一個帶使能端的D型寄存器，使能信號為PC_IFWrite。2、指令譯碼模塊（ID）的設(shè)計指令譯碼模塊的主要作用是從機器碼中解析出指令，并根據(jù)解析結(jié)果輸出各種控制信號。ID模塊主要有指令譯碼（Decode）、寄存器堆（Registers）、冒險監(jiān)測、分支檢測和加法器等組成。ID模塊的接口信息如下表所示：引腳名稱方向說明clkInput系統(tǒng)時鐘Instruction_id[31:0]指令機器碼NextPC_id[31:0]指令指針RegWrite_wb寄存器寫允許信號，高電平有效RegWriteAddr_wb[4:0]寄存器的寫地址RegWriteData_wb[31:0]寫入寄存器的數(shù)據(jù)MemRead_ex冒險檢測的輸入RegWriteAddr_ex[4:0]MemtoReg_idOutput決定回寫的數(shù)據(jù)來源（0：ALU1：存儲器）RegWrite_id寄存器寫允許信號，高電平有效MemWrite_id存儲器寫允許信號，高電平有效MemRead_id存儲器讀允許信號，高電平有效ALUCode_id[4:0]決定ALU采用何種運算ALUSrcA_id決定ALU的A操作數(shù)的來源（0：rs1:Sa)ALUSrcB_id決定ALU的B操作數(shù)的來源（0：rt1:Imm)RegDst_id決定Register回寫是采用的地址（rt/rd)StallID/EX寄存器清空信號，高電平插入一個流水線氣泡Z分支指令的條件判斷結(jié)果J跳轉(zhuǎn)指令JR寄存器跳轉(zhuǎn)指令PC_IFWrite阻塞流水線的信號，低電平有效BranchAddr[31:0]條件分支地址JumpAddr[31:0]跳轉(zhuǎn)地址Imm_id[31:0]符號擴展成32位的立即數(shù)Sa_id[31:0]0擴展成32位的移位立即數(shù)RsData_id[31:0]Rs寄存器數(shù)據(jù)RtData_id[31:0]Rt寄存器數(shù)據(jù)RdAddr_id[4:0]Rd寄存器地址RsAddr_id[4:0]Rs寄存器地址RtAddr_id[4:0]Rt寄存器地址指令譯碼（Decode）子模塊的設(shè)計Decode控制器的主要作用是根據(jù)指令確定各個控制信號的值，是一個組合電路。我們將指令分成八類：R_type1：ADD、ADDU、SUB、SUBU、AND、OR、NOR、XOR、SLT、SLTU、SLLV、SRLV、SRAVR_type2：SLL、SRL、SRAJR_type：JRJ_type：JI_type：ADDI、ADDIU、ANDI、ORI、XORI、SLTI、SLTIUBranch：BEQ、BNE、BGEZ、BGTZ、BLEZ、BLTZLW：LWSW：SWDecode輸出的九組控制信號：RegWrite決定是否對寄存器（Registers）進行寫操作。當RegWrite高電平有效時，將數(shù)據(jù)寫入指定的寄存器中。需要寫回寄存器的指令有：LW、R_type1、R_type2和I_type，則RegWrite_id=LW||R_type1||R_type2||I_typeRegDst決定目標寄存器是rt還是rd。當RegDst=0時，rt為目標寄存器；當RegDst=1時，rd為目標寄存器。需要寫回寄存器的指令類型有：LW、R_type1、R_type2和I_type。其中，R_type1和R_type2的目標寄存器是rd，而LW和I_type的目標寄存器是rt。所以：RegDst_id=R_type1||R_type2MemWrite決定是否對數(shù)據(jù)存儲器進行寫操作。當MemWrite有效時，將數(shù)據(jù)寫入數(shù)據(jù)存儲器指定的位置。需要對寫存儲器的指令只有SW，所以：MemWrite_id=SWMemRead決定是否對數(shù)據(jù)存儲器進行讀操作。當MemRead有效時，讀取數(shù)據(jù)存儲器指定位置的數(shù)據(jù)。需要對讀存儲器的指令只有LW，所以：MemRead_id=LWMemtoReg決定寫入寄存器(registers)的數(shù)據(jù)來自ALU還是數(shù)據(jù)存儲器。?當MemtoReg=0時，數(shù)據(jù)來自ALU；當MemtoReg=1時，數(shù)據(jù)來自數(shù)據(jù)存儲器。需要寫回寄存器的指令類型有：LW、R_type1、R_type2和I_type。其中，只有LW寫回寄存器的數(shù)據(jù)取自存儲器，所以：MemtoReg_id=LWALUSrcA決定ALU第一操作數(shù)來源。當ALUSrcA=0時，ALU第一操作數(shù)A（詳見轉(zhuǎn)發(fā)電路設(shè)計）；當ALUSrcA=1時，ALU第一操作數(shù)來源于0擴展的用于移位指令的5位sa。八種指令類型中J_tpye、JR_tpye及Branch類型指令沒有使用ALU；其他使用ALU的指令類型中LW、SW、R_type1和I_type均采用的rs作為ALU第一操作數(shù)，只有R_type2的第一操作數(shù)采用的是0擴展的sa，所以：ALUSrcA_id=R_type2ALUSrcB決定ALU第二操作數(shù)來源。當ALUSrcB=0時，ALU第二操作數(shù)B。當ALUSrcB=1時，ALU第二操作數(shù)來源于符號擴展的16位Imm。八種指令類型中J_tpye、JR_tpye及Branch類型指令沒有使用ALU。其他使用ALU的指令類型中R_type1和R_type2采用rt作為ALU第二操作數(shù)，而LW、SW、I_type的第二操作數(shù)采用的是符號擴展的立即數(shù)Imm段，所以：ALUSrcB_id=LW||SW||I_typePCSource決定寫入PC寄存器的來源。PCSource由JR_tpye、J_tpye及Z決定：即：PCSource={JR,J,Z}?PCSource=000時，寫入值為下一條指令的地址PC+4；?PCSource=001時，寫入值為Branch指令的分支地址；?PCSource=010時，寫入值為J指令的跳轉(zhuǎn)地址；?PCSource=100時，寫入值為JR指令的跳轉(zhuǎn)地址。ALUCode決定ALU的功能，由指令中的op段、rt段和funct段決定。功能表如下：opfunctionrt運算ALUcodeBEQ_opxxxxxxxxxxZ=(A==B)5'd10BNE_opxxxxxxxxxxZ=~(A==B)5'd11BGEZ_opxxxxx5'd1Z=(A>=0)5'd12BGTZ_opxxxxx5'd0Z=(A>0)5'd13BLEZ_opxxxxx5'd0Z=(A<=1)5'd14BLTZ_opxxxxx5'd0Z=(A<0)5'd15R_type_opADD_functxxxxx加5'd0ADDU_functxxxxxAND_functxxxxx與5'd1XOR_functxxxxx異或5'd2OR_functxxxxx或5'd3NOR_functxxxxx或非5'd4SUB_functxxxxx減5'd5SUBU_functxxxxxSLT_OP_functxxxxxA<B?1:05'd19SLTU_OP_functxxxxxA<B?1:0（無符號數(shù)）5'd20SLL_functxxxxxB>>A5'd16SLLV_functxxxxxSRL_functxxxxxB<<A5'd17SRLV_functxxxxxSRA_functxxxxxB>>>A5'd18ARAV_functxxxxxADDI_opxxxxxxxxxx加5'd0ADDIU_opxxxxxxxxxxANDI_opxxxxxxxxxx與5'd1XORI_opxxxxxxxxxx異或5'd2ORI_opxxxxxxxxxx或5'd3SLTI_opxxxxxxxxxxA<B?1:05'd19SLTIU_opxxxxxxxxxxA<B?1:0（無符號數(shù)）5'd20SW_opxxxxxxxxxx加（計算地址）5'd0LW_opxxxxxxxxxx分支檢測（BranchTest）電路的設(shè)計Zero檢測電路主要用于判斷Branch指令的分支條件是否成立，其中BEQ、BNE兩個操作數(shù)為RsData與RtData，而BGEZ、BGTZ、BLEZ和BLTZ指令則為RsData與常數(shù)0比較，所以輸出信號Z的表達式為：RsData[31]||~(|RsData[31:0])；ALUCode=alu_blezRsData[31]；ALUCode=alu_bltz~RsData[31]&&(|RsData[31:0])；ALUCode=alu_bgtzZ=~RsData[31]；ALUCode=alu_bgez|(RsData[31:0]^RtData[31:0])；ALUCode=alu_bne&(RsData[31:0]~^RtData[31:0])；ALUCode=alu_beq0；ALUCode=OTHER寄存器堆（Registers）子模塊的設(shè)計寄存器堆由32個32位寄存器組成，這些寄存器通過寄存器號進行讀寫存取。寄存器堆的原理框圖如下圖所示。因為讀取寄存器不會更改其內(nèi)容，故只需提供寄存號即可讀出該寄存器內(nèi)容。讀取端口采用數(shù)據(jù)選擇器即可實現(xiàn)讀取功能。應(yīng)注意“0”號寄存器為常數(shù)0.對于往寄存器里寫數(shù)據(jù)，需要目標寄存器號（WriteRegister）、待寫入數(shù)據(jù)（WriteData）、寫允許信號（RegWrite）三個變量。圖3.13中5位二進制譯碼器完成地址譯碼，其輸出控制目標寄存器的寫使能信號EN，決定將數(shù)據(jù)WriteData寫入哪個寄存器。在流水線CPU設(shè)計中，寄存器堆設(shè)計還應(yīng)解決三階數(shù)據(jù)相關(guān)的數(shù)據(jù)轉(zhuǎn)發(fā)問題。當滿足三階數(shù)據(jù)相關(guān)條件時，寄存器具有ReadafterWrite的特性。為實現(xiàn)該功能，在寄存器堆的基礎(chǔ)上加一轉(zhuǎn)發(fā)電路。如下圖所示。圖中轉(zhuǎn)發(fā)檢測電路的輸出表達式為RsSel=RegWrite_wb&&(~(RegWriteAddr_wb==0))&&(RegWriteAddr_wb==RsAddr_id)RtSel=RegWrite_wb&&(~(RegWriteAddr_wb==0))&&(RegWriteAddr_wb==RtAddr_id)冒險檢測功能電路（HazardDeterctor）的設(shè)計冒險成立的條件為：上一條指令是LW指令，即MemRead_ex=1；在EX級的LW指令與在ID級的指令讀寫的是同一個寄存器，即RegWriteAddr_ex=RsAddr_id或RegWriteAddr_ex=RtAddr_id解決冒險的方法為：插入一個流水線氣泡Stall清空ID/EX寄存器并且阻塞流水線ID級、IF級流水線，有：Stall=((RegWriteAddr_ex==RsAddr_id)||(RegWriteAddr_ex==RtAddr_id))&&MemRead_ex保持PC寄存器和IF/ID流水線寄存器不變，有：PC_IFWrite=~Stall其它單元電路的設(shè)計Branch指令分支地址的計算電路：BranchAddr=NextPC_id+(sign-extend(Imm_id)<<2)JR指令跳轉(zhuǎn)地址的計算電路：JRAddr=RsData_idJ指令跳轉(zhuǎn)地址的計算電路：Jaddr={NextPC_id[31:28],IR_id[25:0],2’b00}符號擴展的方法—針對有符號數(shù)?如果最高位（即符號位）是0，則要擴展的高位用0補齊；如果最高位是1，則用1補齊。?例：8位的+1，表示為二進制為，擴展成160擴展的方法—針對無符號數(shù)?要擴展的高位用0補齊。?例：16位二進制0xFFFF,0擴展成32位為0x0000FFFF。3、執(zhí)行模塊（EX）的設(shè)計執(zhí)行模塊主要有ALU子模塊、轉(zhuǎn)發(fā)電路Forwarding以及若干數(shù)據(jù)選擇器組成。這行模塊的接口信息如下表所示：引腳名稱方向說明RegDst_exInput決定Register回寫時采用的地址（rt/rd）ALUCode_ex[4:0]決定ALU采用何種運算ALUSrcA_ex決定ALU的A操作數(shù)的來源（rs/Sa）ALUSrcB_ex決定ALU的B操作數(shù)的來源（rt/Imm）Imm_ex[31:0]立即數(shù)Sa_ex[31:0]移位位數(shù)RsAddr_ex[4:0]Rs寄存器地址，即Instruction_id[25:21]RtAddr_ex[4:0]Rt寄存器地址，即Instruction_id[20:16]RdAddr_ex[4:0]Rd寄存器地址，即Instruction_id[15:11]RsData_ex[31:0]Rs寄存器數(shù)據(jù)RtData_ex[31:0]Rt寄存器數(shù)據(jù)RegWriteData_wb[31:0]寫入寄存器的數(shù)據(jù)ALUResult_mem[31:0]ALU輸出數(shù)據(jù)RegWriteAddr_wb[4:0]寄存器的寫地址RegWriteAddr_mem[4:0]RegWrite_wb寄存器寫允許信號RegWrite_memRegWriteAddr_ex[4:0]Output寄存器的寫地址ALUResult_ex[31:0]ALU運算結(jié)果MemWriteData_ex[31:0]寄存器的回寫數(shù)據(jù)ALU_A[31:0]ALU操作數(shù)，測試時使用ALU_B[31:0]ALU子模塊的設(shè)計ALU是提供CPU基本運算能力的重要電路。ALU執(zhí)行何種運算，由控制單元中的ALU控制器輸出的ALUCode信號決定。ALU功能見下表：為了提高運算速度，可將各種運算同時執(zhí)行，得到的運算結(jié)果由ALUCode信號進行挑選。ALU的基本結(jié)構(gòu)如下圖所示。加、減電路的設(shè)計考慮減法、比較（SLT、SLTI）均可用加法器和必要的輔助電路來實現(xiàn)。上圖中的Binvert信號控制加減運算：Binvert=~(ALUCode==alu_add)對ALU來說，它的兩個操作數(shù)輸入時都已經(jīng)是補碼形式，當要完成兩個操作數(shù)的減法時，即A補-B補，可將減法轉(zhuǎn)換為加法，利用加法器來實現(xiàn)：A補-B補=A補+(-B補)=A補+(B補)補=A補+（B補）反+1加法器完成的功能為：sum=A+B^{32{Binvert}}+Binvert當Binvert=0時，sum=A+B^0+0=A+B；當Binvert=1時，sum=A+B^{32’b1}+1=A-B；（B^{32’b1}即對B按位取反）即可完成加減運算。由于32位加法器的運算速度影響著CPU頻率的高低，因此設(shè)計一個高速加法器尤為重要，本實驗采用lab7中介紹的32位進位選擇加法器。比較電路的設(shè)計考慮對于比較運算，如果最高為不同，即A[31]≠B[31]，則根據(jù)A[31]、B[31]決定比較結(jié)果，但應(yīng)注意有符號數(shù)和無符號數(shù)比較運算的區(qū)別。1、在有符號數(shù)比較SLT運算中，判斷A<B的方法為：若A為負數(shù)、B為0或正數(shù)：A[31]&&(~B[31])若A、B符號相同，A-B為負：(A[31]~^B[31])&&sum[31]則SLTResult=(A[31]&&(~B[31]))||((A[31]~^B[31])&&sum[31])2、在無符號數(shù)比較SLT運算中，判斷A<B的方法為：若A最高位為0、B最高位為1：(~A[31])&&B[31]若A、B最高位相同，A-B為負：(A[31]~^B[31])&&sum[31]則SLTResult=((~A[31])&&B[31])||((A[31]~^B[31])&&sum[31])算術(shù)右移運算電路的設(shè)計考慮VerilogHDL的算術(shù)右移的運算符為“>>>”。要實現(xiàn)算術(shù)右移應(yīng)注意，被移位的對象必須定義為reg類型，但是在SRA指令，被移位的對象操作數(shù)B為輸入信號，不能定義為reg類型，因此必須引入reg類型中間變量B_reg，相應(yīng)的VerilogHDL語句為：regsigned[31:0]B_reg;always@(B)beginB_reg=B;end引入reg類型的中間變量B_reg后，就可對B_reg進行算術(shù)右移操作。邏輯運算與、或、或非、異或、邏輯移位等運算較為簡單，只是要注意一點，ANDI、XORI、ORI三條指令的立即數(shù)為16位無符號數(shù)，應(yīng)“0擴展”為32位無符號數(shù)，在運算的同時完成“0擴展”。如：ADDI指令的運算為A&{16’b0，B[15:0]}。轉(zhuǎn)發(fā)電路Forwarding的設(shè)計操作數(shù)A和B由數(shù)據(jù)選擇器決定，數(shù)據(jù)選擇器的地址信號即為ForwardA和ForwardB。其含義如下表：地址操作數(shù)來源說明ForwardA=00RsData_ex操作數(shù)A來自寄存器堆ForwardA=01RegWriteData_wb操作數(shù)A來自二階數(shù)據(jù)相關(guān)的轉(zhuǎn)發(fā)數(shù)據(jù)ForwardA=10ALUresult_mem操作數(shù)A來自一階數(shù)據(jù)相關(guān)的轉(zhuǎn)發(fā)數(shù)據(jù)ForwardB=00RtData_ex操作數(shù)B來自寄存器堆ForwardB=01RegWriteData_wb操作數(shù)B來自二階數(shù)據(jù)相關(guān)的轉(zhuǎn)發(fā)數(shù)據(jù)ForwardB=10ALUresult_mem操作數(shù)B來自一階數(shù)據(jù)相關(guān)的轉(zhuǎn)發(fā)數(shù)據(jù)ForwardA[0]=RegWrite_wb&&(RegWriteAddr_wb!=0)&&(RegWriteAddr_mem!=RsAddr_ex)&&(RegWriteAddr_wb==RsAddr_ex);ForwardA[1]=RegWrite_mem&&(RegWriteAddr_mem!=0)&&(RegWriteAddr_mem==RsAddr_ex);ForwardB[0]=RegWrite_wb&&(RegWriteAddr_wb!=0)&&(RegWriteAddr_mem!=RtAddr_ex)&&(RegWriteAddr_wb==RtAddr_ex);ForwardB[1]=RegWrite_mem&&(RegWriteAddr_mem!=0)&&(RegWriteAddr_mem==RtAddr_ex);四、存儲器訪問MEM模塊的設(shè)計數(shù)據(jù)存儲器利用XilinxCoreGenerator實現(xiàn)?？紤]到FPGA的資源，數(shù)據(jù)存儲器可設(shè)計為容量各為26×32bit單端口RAM。由于MIPS系統(tǒng)的32位字地址由4個字節(jié)組成，根據(jù)“對齊限制”要求字地址必須是4的倍數(shù)，也就是說字地址的低兩位必須是0，所以字地址的低兩位不接入電路。故我們設(shè)計的數(shù)據(jù)RAM的地址應(yīng)該接的信號是ALUResult_mem[7:2]。由于Virtex-IIPro系列的FPGA只能產(chǎn)生帶寄存器的內(nèi)核RAM，所以存儲器輸出繞過MEM/WB流水線寄存器，直接接入WB級的數(shù)據(jù)選擇器。五、流水線寄存器的設(shè)計流水線寄存器負責(zé)將流水線的各部分分開，共有IF/ID、ID/EX、EX/MEM、MEM/WB四組。根據(jù)前面的介紹可知，四組流水線寄存器要求不完全相同，因此設(shè)計也有不同考慮。(1)EX/MEM、MEM/WB兩組流水線寄存器只是普通D型寄存器。(2)當流水線發(fā)生數(shù)據(jù)冒險時，需清空ID/EX流水線寄存器而插入一個氣泡，因此ID/EX流水線寄存器是一個帶同步清零功能的D型寄存器，清零信號為Stall。(3)當流水線發(fā)生數(shù)據(jù)冒險時，需保持IF/ID流水線寄存器不變，因此IF/ID流水線寄存器具有使能信號輸入，使能信號為PC_IFWrite；當流水線發(fā)生分支冒險時，需清空IF/ID流水線寄存器，清零信號為IF_flush。因此，IF/ID流水線寄存器是一個帶使能功能、同步清零功能的D型寄存器。需要注意的是，由于仿真對初始值的要求，上述寄存器都應(yīng)考慮有reset信號的接入，以提供仿真時各寄存器的初值。六、頂層文件的設(shè)計按照流水線MIPS微處理器的原理框圖連接各模塊即可。為方便測試，可將關(guān)鍵變量輸出，關(guān)鍵變量有：指令指針PC、指令碼Instruction、流水線插入氣泡標志Stall、分支標志JumpFlag（即{JR，J，Z}）、ALU輸入輸出（ALU_A、ALU_B、ALUResult）和數(shù)據(jù)存儲器的輸出MemDout_wb。五、實驗代碼見上傳的solution六、實驗設(shè)備裝有ISE、ModelSimSE和ChipScopePro軟件的計算機；XUPVirtex-ⅡPro開發(fā)系統(tǒng)一套；SVGA顯示器一臺。實驗仿真結(jié)果與分析1.IF級仿真分析1.1順序執(zhí)行分析：起初reset信號高電平，初始PC為0。在之后的一段時間內(nèi)，{JR,J,Z}一直都是｛0，0，0｝，沒有跳轉(zhuǎn)和分支指令，CPU每運行一周期，PC遞增4。1.2JR跳轉(zhuǎn)分析：當JR為高電平時，PC的為0x34，與JrAddr相同，完成JR跳轉(zhuǎn)。1.3J跳轉(zhuǎn)分析：J=1，當時鐘上升沿到來時執(zhí)行無條件跳轉(zhuǎn)指令，PC跳到JumpAddr=32'h2c；NextPC_if=PC+4。1.4Branch分支分析：Z=1，當時鐘上升沿到來時執(zhí)行Branch指令，PC跳到BranchAddr=32'h4；NextPC_if=PC+4。綜上，PC能夠根據(jù){JR,J,Z}，完成順序執(zhí)行、JR跳轉(zhuǎn)、J跳轉(zhuǎn)、Branch分支。ALU仿真分析仿真整體波形ALUCodeABALUResultoverflow驗證ALUResult00000（add）1000200f000000（add）100001（and）ff0c0e1010df30ff100c00100100c001000010（xor）ff0c0e1010df30ffefd33eef0efd33eef00011（or）ff0c0e1010df30ffffdf3eff0ffdf3eff00100（nor）ff0c0e1010df30ff0020c10000020c10000101（sub）70f0c0e060f0908c160f0908c00110（andi）ff0c0e10ffffe0ff000111（xori）ff0c0e10ffffe0ffff0ceeef0ff0ceeef01000（ori）ff0c0e10ffffe0ffff0ceeff0ff0ceeff10000（sll）ffffe0fffffe0ff00fffe0ff010001（srl）ffffe0ff0ffffe0f00ffffe0f10010（sra）ffffe0fffffffe0f0fffffe0f10011（slt）ff000004700000ff010100（sltu）ff000004700000ff0分析：由仿真波形可知，設(shè)計的ALU能夠完成實驗所要求的算術(shù)運算和邏輯運算。Decode仿真分析3.1Instruction=32'h20210042;//addi$t0,$0,42觀察Instruction前六位，op=Instruction[31:26]=001000=ADDI_op,因此該指令A(yù)LUCode=alu_addi=00000,此外MemWrite=0,，MemRead=0，Regwrite=1(目標寄存器為rd)，MemToReg=0（用ALUResult作為輸出），ALUSrcA=0，ALUSrcB=1（此時操作數(shù)B=Imm_ex）。因此譯碼結(jié)果完全符合ADDi操作的要求.3.2Instruction=32'h000c4080;//sll$t0,$t4,2 觀察Instruction前六位，op=Instruction[31:26]=000000=R_type_op,func=Instruction[5:0]=000000=SLL_funct。因此該指令A(yù)LUCode=alu_sll=5d’16=10000，此外MemWrite=0,，MemRead=0，Regwrite=1，RegDst=1（寫目標寄存器為rd)，MemToReg=0（用ALUResult作為輸出），ALUSrcA=1（此時操作數(shù)A=Sa_ex），ALUSrcB=0。因此譯碼結(jié)果完全符合SLL操作的要求.綜上，驗證其他控制信號均與Instruction相符合。Top仿真分析4.1整體波形分析：與教材表7.20測試結(jié)果仔細對照得，變量的變化情況符合要求。4.2Zero檢測電路觀察Z信號可發(fā)現(xiàn)其滿足式子RsData[31]||~(|RsData[31:0])；ALUCode=alu_blezRsData[31]；ALUCode=alu_bltz~RsData[31]&&(|RsData[31:0])；ALUCode=alu_bgtzZ=~RsData[31]；ALUCode=alu_bgez|(RsData[31:0]^RtData[31:0])；ALUCode=alu_bne&(RsData[31:0]~^RtData[31:0])；ALUCode=alu_beq0；ALUCode=OTHER4.3阻塞分析分析：Stall信號為高電平時，Instruction與PC均持續(xù)兩個時鐘周期，即發(fā)生了阻塞4.4branch分支指令分析：JumpFlag=001，下一個時鐘上升沿PC發(fā)生分支。具體分支地址計算如下：Imm_id={{16{Instruction_id[15]}},Instruction_id[15:0]}=fffffff4；Imm_id_shift=Imm_id<<2=ffffffd0；NextPC_id=32’h34=00000034;BranchAddress=NextPC_id+Imm_id_shift=；與波形相符，仿真正確。4.5IF_flush信號分析分析：JumpFlag0時，發(fā)生跳轉(zhuǎn)，F(xiàn)lush信號為高電平，下一個時鐘信號上升沿到來時，將Instruction_id、NextPC_id沖刷掉，置零，符合設(shè)計要求。4.6Jump分析注意到在波形的最后階段出現(xiàn)PC的循環(huán)，JumpFlag=010，發(fā)生跳轉(zhuǎn)指令。分析：JumpAddr={NextPC_id[31:28],Instruction_id[25:0],2'b00}=8H,下一個時鐘信號上升沿到來時，PC=00000028H，與波形一致，最后PC出現(xiàn)循環(huán)。心得實驗收獲頗豐，真的很感謝自己當初做了對的選擇，選了數(shù)字系統(tǒng)設(shè)計實驗Ⅱ，雖然學(xué)分只有0.5分，但在實驗過程中收獲的不僅僅是知識，更是一種心態(tài)，只有在良好的心態(tài)下去調(diào)試代碼，才能發(fā)現(xiàn)代碼中的錯誤。我們不是久經(jīng)沙場的程序員，在調(diào)試代碼時難免有點焦慮，操之過急。我就是將ID模塊中Imm_id粗心寫成了imm_id,導(dǎo)致流水線CPU頂層仿真出錯，經(jīng)過長時間的低效率的調(diào)試愣是沒找到錯誤，心情越來越煩躁、沮喪，愣愣的對著電腦發(fā)呆。后來，自己經(jīng)過反思，痛定思痛，決心靜心好好再調(diào)試一次，從reset=1開始排查代碼中的錯誤，終究是發(fā)現(xiàn)了問題出現(xiàn)在有一條線沒有連接上的，即imm_id，修改后，流水線工作正常，符合設(shè)計要求，并且成功通過唐老師驗收，自己也掌握了高效率的排錯方法，內(nèi)心的自豪感油然而生，一切都是那么美好，越是絕望之時，越是希望出現(xiàn)之時。自己對VerilogHDL語言還是很感興趣的，假期里也看了Veri