НОУ ИНТУИТ | Инструктивный синтез нанометровых вычислительных структур. От элементной базы к алгоритмически ориентированным субпроцессорам.. Лекция 6: Термальный синтез микропрограмм алгоритмически ориентированных МКМД-бит-потоковых субпроцессоров

Учитесь и получайте официальные документы БЕСПЛАТНО. Вы можете поддержать наш проект.

Регистрация Вход

Твой путь к знаниям!

Опубликован: 01.10.2013 | Уровень: для всех | Доступ: платный

|

Вам нравится? Нравится 5 студентам

| Поделиться |

Поддержать программу

5.3. Термальный синтез алгоритмически ориентированного субпроцессора подстановки данных со встроенными PD-ассоциативными конструкциями

В поток-инструкции TRANS с подстановкой в фазе чтения (рис. 5.7) используется PD -ассоциативный блок $READ_{PD}$ , который обеспечивает поступление сигнала "чтение" ( - рис. 5.7-б) на выходные вентили FIFO -регистров в порядке, отвечающем реализуемой подстановке.

Основная особенность TRANS со встроенными PD -ассоциативными блоками состоит в том, что в них удается совместить во времени этапы реализации слов-инструкций $WRITE_{DD}(X^{s}_n, PW^{k}_n)$ и $DCA_{DD}(U^{k}_n, A^{s}_n)$ . В этом случае линейная последовательность слов-инструкций принимает вид: WRITE - MEMORY DCA - READ - OUT . Здесь перестановка порядка выполнения слов-инструкций WRITE и DCA сопровождается зеркальным отражением их топологических схем по отношению к вертикальной оси (ср. рис. 5.6 и рис. 5.7).

В результате из (5.1)-(5.5) исключается функциональная задержка в (n -1) тактов на дешифрацию, а сами преобразования принимают вид:

- выходы бит-процессоров 4-го столбца рис. 5.7-а:
$\{B^{ks}_n(t^{5}_{0}+k+(s-l)n)\}_{v}:= \{X^{s}_{n}(t_0^4+k+(s- l)n))\land PW^k_n(t_0^4+k + (s- 1)n)\}_{v}$ ( 5.7)

где:
- такта - начальная задержка $\{\{X_n^s \}_v\}$ до входа -й слов-инструкции $WRITE_{DD}$ ;
- $t_{0}^5 = t_{0}^4 + 2 = 6$ тактов и $k = s, (s = \overline{s_1(v),s_2(v)})$ ;
- $PW^{ks}_n$ - эквивалентна по содержимому $PR^{ks}_n$ в (5.4).
2. $MEMORY(B^{k}_n, Z^{ks}_n)$ - выходы "монтажного ИЛИ" бит-процессоров 4-го столбца рис. 5.7-а:
$\{B_n^{k(s+1)}(t_0^5+k+sn)\}_v := \\ \{B_n^{ks}(t_0^5+\Delta(n)+k+(s-1)n)\land Z_n^{ks}(t_0^5+\Delta(n)+k+(s-1)n)\}_v ,\\ (s=\overline{s_1(v),s_2(v)})$ ( 5.8)
$DCA_{DD}(U^{k}_n, A^{s}_n)$ - выходы каналов АЛУ бит-процессоров 7-го столбца рис. 5.6-а и 1-го столбца при зеркальном отражении для рис. 5.7:
$PR_n^{ks}(t_0^6+\Delta(n)+k+(n-1)+(s-1)n):= \\ \begin{cases} \equiv 1, & \text{ если } U_n^{k}(t_0^5+\Delta(n)-\phi+k+(s-1)n)= A_n^{s}(t_0^0+\Delta(n)-\phi+k+(s-1)n) , \\ \equiv 0, & \text{ если } U_n^{k}(t_0^5+\Delta(n)-\phi+k+(s-1)n)\ne A_n^{s}(t_0^0+\Delta(n)-\phi+k+(s-1)n) . \end{cases}$ ( 5.9)

увеличить изображение
Рис. 5.7. Топологическая схема микропрограммы TRANS_DD с подстановкой при чтении

где $t_{0}^6 = t_{0}^5 + 2 = 8$ тактов,а $\phi = t_d+(n-1)$ - совмещение во времени этапов записи и дешифрации потоков $\{X_n^s\}_v$ и $\{A_n^s\}_v$ , в которых знача-щие части смещены друг по отношению к другу на тактов, то есть считается, что в потоке $\{A_n^s\}_v$ первые тактов - "нули" а остальные $S _{m}n$ тактов - значащие, а в потоке $\{X_n^s\}_v$ - наоборот.
- выходы каналов АЛУ бит-процессоров 1-го столбца рис. 5.7-б:
$\{D_n^{ks}(t_0^7+\Delta(n)+k+(s-1)n)\}_v := \\ \{B_n^{ks}(t_0^6+\Delta(n)+k+(s-1)n)\}_v\land \{Z_n^{ks}(t_0^6+\Delta(n)+k+(s-1)n)\}_v ,$ ( 5.10)

где:
- $t_{0}^7 = t_{0}^6 + 1 = 9$ тактов, а $k = \overline{s_1(v),s_2(v)}$ ;
- $\{\{PR_{n}^{ks}\}_{v}\}$ - поток управляющих операндов, который формируется в данном случае бит-процессорами 2-го и 3-го столбцов рис. 5.7-б и имеет циклический по вид: $PR^{k1}_n = 1$ и $PR^{ks}_n = 0$ для всех $s = \overline{2,(2S_{m}-1)}$ .
5. $OUT(D^{k}_n)$ - выход вертикального канала транзита бит-процессоров 1-го столбца рис. 5.7-б:
$\{T_n^{ks}(t_0^7+\Delta(n)+(k-1)n+(S_m-k))\}_v := \\ V\{D_n^{ks}(t_0^7+\Delta(n)+(k-1)n+(S_m-k))\}_v, \\ (k=\overline{s_1(v),s_2(v)})$ ( 5.11)

В переменных и параметрах (5.1)-(5.5) и (5.7)-(5.11) отражен тот факт, что каждая -я линейная последовательность слов-инструкций выполняется над всем потоком данных из (S_m -1) n -битных слов, из кото-рых только одна реализует необходимую пользователю транспозицию ( $k=\overline{s_1(v),s_2(v)}$ ). В результате объем работы, выполняемой TRANS на каждом -м цикле, составляет $5S_{m} (2S_m -1)$ -разрядных слов-инструкций.

При использовании ЗУПВ объем работы минимален и составляет S_m разделенных во времени 2-цикловых слов-инструкций "чтения-записи", то есть 4S_m физически исполняемых слов-инструкций. Такое более чем $S_{m}$ -кратное превышение фактически выполняемого объема работ над минимально необходимым обусловлено последовательным характером распространения потоков $\{A_n^s\}_v$ и $\{X_n^s\}_v$ через линейные цепочки слов-инструкций, что является неотъемлемым атрибутом MIMD-бит-потоковой, а не ассоциативной организации вычислений.

Как и в случае (5.1)-(5.5), из (5.7)-(5.11) невозможно определить вид выполняемой TRANS подстановки, который зависит не от переменных и параметров этих соотношений, а от содержимого потока $\{A_n^s\}_v$ , которое и задает "момент времени" , когда в -й линейной цепочке выполняется условие $PW^{ks}_n \equiv 1$ или $PR^{ks}_n \equiv 1$ .

Структурно адаптируемый под параметры конкретной перестановки PD -ассоциативный порт вывода рис. 5.7-б позволяет:

исключить слов-инструкции из (5.7)-(5.11), заменив их специфической для каждой подстановки $\{T_n^{ks}\}_v$ FIFO -регистровой схемы распространения сигнала "чтение" ( ) вида: первых бит - "единица", а остальные бит - "ноль";
в явном виде идентифицировать порядок чтения циклических FIFO -регистров, который определяется сдвигами во времени по отношению к входам схем "И" 1-го столбца рис. 5.7-б и который вычисляется согласно:
$t^{ks}_R = t_w + (k - 1)n + s,$ ( 5.12)

где $t_w = t_{0}^{6} + \Delta(n) + (S_m - 1)n$ - начальная задержка на запись $\{X_n^s\}$ .

При значении переменных и параметров рис. 5.7 поток-инструкция TRANS выполняет подстановку (5.6), что, согласно (5.12), дает: t_w = 35 ; $t^{13}_R = 38$ ; $t^{2l}_R = 44$ ; $t^{34}_R = 55$ ; $t_{R}^{42} = 61$ .

Для больших значений S_m синтез таких древообразных, FIFO -регистровых топологических схем под каждую подстановку (то есть по заданным $t_{R}^{ks}$ ) представляет достаточно сложную задачу, решение которой требует более чем 2(S_m -1) шагов.

Особенности согласования параметров поток-инструкции TRANS . В (5.1)-(5.5) и (5.7)-(5.11) считается, что $n_{A} = n_{X}$ , то есть "глубина" адре-сации равняется количеству переставляемых данных $S_{m} = |\{X^{s}_n\}|$ , а вид исполняемой подстановки может изменяться на каждом цикле выполнения поток-инструкции $TRANS_{DD}$ , то есть $v_A = v_{X}$ .

Однако на практике приходится решать задачи, в которых:

$n_{A} > n_{X}$ и все биты $n_{A} , n_X$ - значащие, что характерно для систем криптографической защиты видеоинформации, где "структура" исходного изображения наиболее эффективно разрушается при перестановке малоразрядных данных ( $n_{X} \le 8$ ) бит по всему изображению: $N*N \ge 2^{20}$ пикселей, а не по строкам или столбцам, то есть бит;
$n_A = n_{X}$ , но признак результата сравнения $РW^{ks}_n$ или $PR^{ks}_n$ надо сформировать на время $n = (\beta > 1)*n_{X}$ , что характерно для систем криптографической защиты речевой информации, где блочно-групповая $\{ X_{n}^{k (\Theta)}\}:= \{X_n^{s\Theta}\}$ , а не пословная подстановка данных лучше разрушает "структуру" сообщения, то есть одному соответствует подмножество $\{ X_{n}^{k (\theta)}\}\subset \{ X_{n}^{s}\}$ и $|\{ X_{n}^{k (\theta)}\}| = \beta$ , а $\theta =\overline{1,\Theta_m}$ и $\Theta_m = S_m/(\beta\succ 1)$ ;
что характерно для систем криптографической защиты телеметрической информации, где объектом подстановки являются блоки малоразрядных данных, измеряемых с разной частотой, что приводит к изменению состава блоков как внутри одной подстановки, так и на разных циклах ее выполнения, то есть $X_{n(\lambda)}^s \subset X_n^s = F(s,v)$ , и $\sum\limits_{\lambda}{n(\lambda)} = n$
цикл изменения вида подстановки больше цикла изменения преобразуемых данных: $v_{A} = (\alpha > 1)*v_{X}$ , что характерно для систем защиты слабо коррелированной информации, то есть $\{A^{s}_{n}\}_{v_A} = const$ для всех $\{X^{s}_{n}\}_{v_X}\in \{\{X^{s}_{n}\}_{v_X}\}_{\alpha}$

Все перечисленные ограничения создают определенные пробле-мы согласования темпов передачи и обработки потоков $\{\{A^{s}_{n}\}_{v}\}$ в слов-инструкциях $\{ DCA \}$ и потоков $\{\{X^{s}_{n}\}_{v}\}$ в слов-инструкциях $\{WRITE \}$ и $\{READ\}$ , которые при $n_A \ne n_X$ можно решить двумя способами:

Разбиением потока псевдослучайных адресов $\{A^{s}_{n}\}_{v}$ (при ) на "старшую" ( ) и "младшую" ( ) половины таким образом, чтобы $n_h = n_l = n_{X}$ и , из которых в $n_{h}$ только $(n_{X} -n_l)$ младших бит являются значащими, а остальные биты заполнены "нулями". В результате поток псевдослучайных адресов распадается на два составляющих потока $\{A^{s}_{nh}\}_{v}$ и $\{A^{s}_{nl}\}_{v}$ : $\{A^{s}_{n}\}_{v} = \{A^{s}_{nh}\}_{v} \cup \{A^{s}_{nl}\}_{v_A}$ , которые обрабатыва-ются двумя параллельными поток-инструкциями $\{DCA_{DD}\} _{h}$ и $\{ DCA_{DD} \}_{l}$ (соответственно четные и нечетные строки бит-матрицы рис. 5.8,где считается, что $n_{X} = 8$ бит, а $9 < n \le 16$ бит).
Общий признак результата сравнения $PW_{n_X}^{ks} = PW_{n_k}^{ks} \land PW_{n_l}^{ks}$ или $PR_{n_X}^{ks} = PR_{n_k}^{ks} \land PR_{n_l}^{ks}$ формируется бит-процессорами 8-го столбца бит-матрицы рис. 5.8, где на 1-й вход бит-инструкции подается объединенный по "И" результат дешифрации в "четном" и "нечетном" терме. Двустрочные термы дешифрации выравнивают темпы обработки потоков преобразуемых данных $\{\{X_n^s\}_v\}$ и адресов $\{\{A_n^s\}_v\}$ , но удваивают аппаратные затраты на дешифрацию. При этом в (5.1)- (5.5) и (5.7)-(5.11) надо использовать не , а $n_{X} < n$ .
Прореживанием нулями потока псевдослучайных адресов по правилу:
- при $n_{A} = (\beta > 1)*n_{X}$ - в каждом псевдослучайном адресе $A^{s}_{n} n_{X}$ младших бит - значащие и $({\beta}-1)*n_{X}$ старших бит - нулевые,а в (5.1)-(5.5) и (5.7)-(5.11) надо использовать $n = {\beta}*n$ ; при этом функциональная задержка в каждой слов-инструкции составляет не , а $(n_{X} -1)$ тактов;
- при и не кратно - в каждом псевдослучайном адресе младших бит - значащие, а старших бит - нулевые, где