Компьютер на логических микросхемах: исполнение инструкций26.11.2021 11:46

В голосовании к прошлой статье с небольшим отрывом победила видеокарта, но так как у нас тут не демократия, а конституционная монархия, про видеокарту будет следующая статья, а эта — про кодирование инструкций и их исполнение.

Флаги

Перед тем, как перейти к самим инструкциям, расскажу о флагах. В процессоре флаги — это однобитовые значения, которые изменяются в результате арифметических действий (или других событий) и используются для условных переходов или других условных операций. В моем процессоре четыре флага:

Перенос и переполнение

Набор инструкций

В моем процессоре пять классов инструкций: арифметические, загрузка, сохранение, загрузка константы и переходы.

Код любой инструкции имеет размер один байт. Этот байт в начале каждого цикла загружается в регистр текущей инструкции IR. Таким образом процессор «знает», какую инструкцию он сейчас исполняет.

Блок-схема процессора

Арифметические инструкции

0CCCCIRR

Старший бит кода арифметической инструкции ноль. Он и определяет этот класс инструкций.

Следующие четыре бита — код арифметической операции, напрямую подаваемый на вход АЛУ. Всего 16 операций:

• MOV — просто копирование,

• ADD — сложение,

• ADC — сложение с переносом,

• SUB — вычитание,

• SBB — вычитание с переносом,

• INC — инкремент,

• DEC — декремент,

• OR — побитовое ИЛИ,

• AND — побитовое И,

• XOR — побитовое исключающее ИЛИ,

• NOT — побитовое отрицание,

• NEG — смена знака числа,

• SHL — сдвиг влево на один бит,

• SHR — логический сдвиг вправо на один бит,

• SAR — арифметический сдвиг вправо на один бит,

• EXP — устанавливает регистр в 00 или FF в зависимости от флага переноса.

Дальше идет бит инверсии, определяющий порядок операндов. Как мы помним, из-за жесткой привязки выхода регистра A к первому входу АЛУ один из аргументов должен обязательно быть А. Этот бит и определяет, первый это аргумент (0) или второй (1).

Пояснение про порядок операндов

sub b, a

b = b - a;

И последние два бита — это индекс регистра, используемого в качестве второго операнда.

• 01 — B,

• 10 — PL,

• 11 — PH.

Комбинация 00 должна соответствовать регистру A, но он не подключен к ведущей на второй вход АЛУ шине, поэтому при использовании этой комбинации на этой шине будет ноль благодаря подтягивающим резисторам. Таким образом возможна арифметика между A (фиксированным первым операндом) и нулем.

Для примера рассмотрим инструкцию ADD PL, A. Битовое представление будет следующим:

• старший бит всегда 0,

• код операции ADD 1001,

• бит инверсии установлен (1), так как А — второй аргумент,

• и код регистра PL — 10.

Итого 01001110 или 0x4E. На знакомой блок-схеме исполнение этой инструкции будет выглядеть так:

Красными стрелками обозначены сигналы, которые будут активны при исполнении этой инструкции. Звездочки показывают, какое устройство активно, т.е. определяет уровни сигналов, на конкретной шине. Теперь рассмотрим временную диаграмму исполнения этой инструкции:

Примечание для дотошных

Самый верхний сигнал на диаграмме — тактовый сигнал. Следующий за ним сигнал cycle — это просто тактовый сигнал с частотой в два раза ниже. Он определяет цикл исполнения инструкции: загрузка опкода или исполнение.

Всё начинается с того, что в IR еще находится код предыдущей инструкции (1), а на шине адреса уже адрес нашей инструкции. Сигнал доступа к памяти oe_mem активен, поэтому память выставляет на шине данных значение по этому адресу: число 01001110.

По нисходящему фронту тактового сигнала (2) значение с шины данных защелкивается в регистр IR, так как сигнал записи в этот регистр we_ir активен.

Дальше (3) cycle переключается в 1, что означает исполнение инструкции. Одновременно с ним переключаются необходимые для исполнения этой конкретной инструкции сигналы:

• we_pl указывает, что значение со внутренней шины должно быть записано в регистр PL;

• oe_pl_alu — что выходной буфер PL должен включиться и подать напряжение на шину, ведущую в ALU;

• oe_alu — что АЛУ должно активировать свой выходной буфер и подать результат на внутреннюю шину;

• we_flags — что в регистр флагов тоже должно быть записано значение.

Сигнал we_ir, наоборот, отключается, чтобы значение в IR сохранилось еще на такт. А благодаря активному сигналу inc_ip по нисходящему фронту clk счетчик инструкции инкрементируется (4).

Вся запись в регистры происходит по нисходящему фронту clk. Таким образом, между восходящим фронтом (3), когда управляющие сигналы переключаются, и нисходящим (4) значения на всех шинах успевают установиться, и в регистры попадают правильные значения.

Когда cycle возвращается в ноль (5), инструкцию можно считать выполненной. На шине данных уже находится опкод следующей инструкции, который будет загружен в IR в момент времени (6).

Итого, арифметическая инструкция занимает два такта.

Инструкции INC, DEC, NOT, NEG, SHL, SHR, SAR, EXP принимают один аргумент, хоть и кодируются так же, как и остальные. Можно считать, что второй аргумент они просто игнорируют.

Еще один момент: MOV — это тоже «арифметическая» инструкция, поэтому она должна менять флаги (we_flags активен). Это очень неудобно при программировании, поэтому в случае этой конкретной операции we_flags остается неактивным, флаги сохраняются.

Загрузка константы

110xxxRR СССССССС

Здесь первые три бита опкода должны быть 110, а последние два кодируют регистр. Иксами помечены биты, значение которых неважно. Сразу за опкодом в памяти следует константа, которую надо загрузить. На ассемблере эта инструкция обозначается LDI.

Пример: LDI B, 0x5A

Код инструкции: 11000001 01011010

Здесь вступает в игру новый сигнал — supercycle, который является замедленным в два раза cycle. Благодаря ему исполнение инструкции LDI занимает четыре такта. IP инкрементируется два раза (4 и 8). В середине (6), когда на шине данных константа для загрузки, сигналом oe_d_di активируется буфер, соединяющий внешнюю шину данных со внутренней, и значение с этой шины защелкивается в регистр B благодаря активному we_b.

Активные сигналы в момент времени (6)

Загрузка из памяти

100xxxRR

Последние два бита так же, как и в LDI, кодируют регистр, в который будет загружено значение. Как вы помните, адрес памяти, откуда будет взят байт, хранится в PH: PL.

Пример: LD A

Код инструкции: 10000000

Здесь по уже знакомому сигналу cycle активируется сигнал addr_p (3), по которому на шину адреса выводится значение из PH: PL вместо IP. Как и в LDI, значение с внешней шины данных передается на внутреннюю, а с нее по нисходящему фронту clk (4) защелкивается в нужный регистр. Инструкция исполняется за два такта.

Активные сигналы в момент времени (4)

Сохранение в память

101xxxxR

Здесь под код регистра отводится только один бит (A или B), потому что сохранение PL или PH не имеет смысла: в них хранится адрес той ячейки, куда сохраняем!

Пример: ST B

Код инструкции: 10100001

На этой диаграмме шина D показана иначе, чем раньше: тут показано то значение, которое устанавливает на нее процессор. По умолчанию шина находится в плавающем состоянии, но по сигналу oe_b_d (3–5) на нее подается значение из регистра B. Так как в это же время сигнал oe_mem становится неактивным, конфликта на шине не будет: память ее «отпускает». По нисходящему фронту we_mem (4) значение с шины данных записывается в память по адресу из P, который, как и в случае с LD, устанавливается на шине с помощью сигнала addr_dp. Сигнал we_cycle — сдвинутый на 90º cycle — нужен для удобства получения сигнала we_mem, который занимает половину периода clk.

Активные сигналы в момент времени (4)

Эти тайминги работали отлично, пока я не добавил переключение банков и не стал запускать программы из ОЗУ. Тогда возникла проблема: так как сигнал we_mem устанавливается слишком быстро (3), а на шине еще старый адрес, данные в памяти портились. Чтобы это исправить, я напаял на плате модуля управления схему небольшой задержки сигнала на RC-цепочке. Получились такие тайминги:

Теперь адрес успевает установиться до того, как будет запрошена запись.

Схема для задержки сигнала

Здесь сигналы we_mem_orig и we_mem инверсны (активный ноль).

Переходы

111xEIFF

Этот код кодирует сразу безусловные переходы, условные переходы и NOP («безусловные непереходы»).

Два бита FF кодируют флаг для проверки (Z, C, S, O).

Бит I определяет инверсию результата проверки.

Бит E определяет, будут ли вообще проверяться флаги. Если он единица, то флаги не проверяются, а результат проверки считается единицей. Поэтому, если выставлены одновременно биты E и I, то переход не произойдет (NOP), а если E выставлен, а I сброшен, то произойдет безусловно (JMP).

Примеры:

• NOP 11111111

• JMP 11101000

• JC 11100001

• JNZ 11100100

Диаграмма выглядит так же, как и остальные, кроме сигнала swap_p, который устанавливается в единицу, если должен быть выполнен переход. Если swap_p выставлен в единицу, по нисходящему фронту clk (4), переключается флаг, определяющий, какой из физических регистров в блоке P — это IP, а какой PH: PL.

Переключение селектора P

Реализация

Вот и все инструкции. Имея временные диаграммы, несложно нарисовать логические схемы, которые должны выдавать все управляющие сигналы. Эти схемы реализованы на синей плате, а управляющие сигналы наглядно выведены на светодиоды.

Модуль управления

Когда я только начинал делать процессор, я хотел сделать по-другому: чтобы быстрее получить что-то работающее, использовать ПЗУ с таблицей значений вместо дискретной логики. Оказалось, что так не получится: при переключении адресов ПЗУ выдает неопределенные значения, случайные всплески сигналов, поэтому тот вариант оказался совершенно неработоспособным. Процессор вел себя случайным и непредсказуемым образом. С АЛУ, однако, такой подход прошел, потому что значения с выхода АЛУ не используются как управляющие сигналы. Моя первая версия АЛУ была на двух микросхемах ПЗУ, но потом я его тоже переделал.

Программирование

У меня используется классическая (для C или C++) модель сборки. Компилятор выдает ассемблерный код, ассемблер делает из него объектные файлы, линкер собирает их в бинарный файл для прошивки в ПЗУ или для записи на SD-карту. Всё это управляется системой сборки SCons — ее очень просто настроить под себя и использовать нестандартные компиляторы.

Линкер оптимизирующий: умеет выкидывать неиспользуемые секции (аналог --gc-sections в GNU ld) и перемешивать их так, чтобы максимально заполнять пустые места, остающиеся от выравнивания.

Компилятор (и язык) я назвал Natrix (латинское название ужа), но по сути это урезанный Си: без неявных кастов, с ограничениями по вызову функций, без конструкций вроде union и switch. Главная проблема для компилятора — это отсутствие аппаратного стека, которую я решаю так: все локальные переменные в функциях выделяются статически, адрес возврата тоже кладется в статическую (уникальную для функции) переменную. Временные переменные для вычисления выражений тоже статические, но общие для всех функций. Аргументы и возвращаемое значение — тоже статические переменные. Такое обилие статических переменных — не проблема, так как нехватки ОЗУ никогда не наблюдается: намного раньше заканчивается память для кода (ха-ха).

Чтобы всё-таки можно было использовать рекурсию, используется программный стек. При компиляции строится граф вызовов, и если обнаружены циклы, то перед этими рекурсивными вызовами все статические переменные вызывающей функции кладутся на стек, а потом восстанавливаются. Это очень дорого, но рекурсия работает.

Умножение, деление и сдвиг на переменную программные и заменяются на вызовы встроенных функций. Простое умножение (переменной-байта на константу) и сдвиги на константу встраивается.

Пример сгенерированного кода: сдвиг 32-битного числа

u32 x;
x >>= 10u8; 

  ; (u32, 1, __cc_loc_main_x) = shr (u32, 1, __cc_loc_main_x), 10
	ldi pl, lo(__cc_loc_main_x + 1)
	ldi ph, hi(__cc_loc_main_x + 1)
	ld b
	inc pl
	ld a
	shr b
	shr b
	shl a
	shl a
	shl a
	shl a
	shl a
	shl a
	or b, a
	ldi pl, lo(__cc_loc_main_x + 0)
	st b
	ldi pl, lo(__cc_loc_main_x + 2)
	ld b
	inc pl
	ld a
	shr b
	shr b
	shl a
	shl a
	shl a
	shl a
	shl a
	shl a
	or b, a
	ldi pl, lo(__cc_loc_main_x + 1)
	st b
	ldi pl, lo(__cc_loc_main_x + 3)
	ld b
	shr b
	shr b
	dec pl
	st b
	mov a, 0
	inc pl
	st a

Еще пример: умножение байта на константу

u8 x, y;
x = y * 5u8;

	; __cc_loc_main_x = (u8, 1, __cc_loc_main_y) * 5 (byte)
	ldi pl, lo(__cc_loc_main_y + 0)
	ldi ph, hi(__cc_loc_main_y + 0)
	ld a
	mov b, a
	shl a
	shl a
	add b, a
	mov a, b
	ldi pl, lo(__cc_loc_main_x)
	ldi ph, hi(__cc_loc_main_x)
	st a

Всё это (компилятор, ассемблер и линкер) написано на питоне, потому что я хотел как можно скорее получить работающий результат. И если для ассемблера и линкера это оправдано из-за простоты, а в ассемблере еще и дает преимущество в виде простого вычисления константных выражений с помощью eval, то писать компиляторы на питоне я никому не посоветую. Да, первый результат получился быстро, но отлавливать ошибки и поддерживать код очень сложно.

Первый эмулятор тоже был на питоне, но потом я его переписал на Rust, что ускорило его раз в пять.

Множество Мандельброта (скриншот из эмулятора)

Примечание

Временные диаграммы нарисованы в wavedrom, а блок-схемы в Inkscape. Электрические схемы — скриншоты из KiCAD.

© Habrahabr.ru