什么是CPU中的错误依赖？

Question

有人可以帮我理解“虚假依赖”是什么意思吗？

我的教授刚刚在这张幻灯片中解释了为什么我们不能在命令 1 之前运行命令 3，但为什么后来他称其为“False”？

Answer 1

它是“假”，因为后面的指令实际上不需要前面指令的数据。唯一的冲突是找到放置结果的地方。就像幻灯片所说，“不是真正的数据依赖”；只有 RAW 危险才是真正的依赖关系。

如果CPU发明了一个临时位置来放置结果，直到架构寄存器可用为止，它可以独立执行后面的指令。 必须等待该寄存器准备就绪是可以避免的，因此它不是真正的依赖关系，而是错误的。

寄存器重命名通常可以避免 WAR 和 WAW 危险，但特殊情况除外，即 CPU 将指令视为具有来自寄存器的输入，即使结果不依赖于寄存器中的任何位。

既然您标记了此 [intel]，即使您的幻灯片不是 x86 asm，也许您更喜欢 x86 示例：

• 为什么 mulss 在 Haswell 上只需要 3 个周期，与 Agner 的指令表不同？ （使用多个累加器展开 FP 循环） - 使用像

  movss

  这样的只写指令写入相同的寄存器会打破对先前值的依赖，因为执行 OoO exec 的 x86 CPU 也会执行寄存器重命名。在矢量点积中保持多个

  vfmadd

  指令运行的一种方法是使用多个寄存器来保存总和。
• 为什么打破 LZCNT 的“输出依赖”很重要？ -

  lzcnt eax, edx

  对于 EAX 来说应该是只写的，但是 Intel Haswell 和 Broadwell 有一个 假输出依赖，像 bsr eax, edx

   那样调度它如果 EDX 为零，则读取 EAX。

• 用 64 位替换 32 位循环计数器会在 Intel CPU 上使用 _mm_popcnt_u64 引入疯狂的性能偏差同样的问题，但对于 popcnt

  ，在 Ice Lake 之前对 Sandybridge 系列的错误（输出）依赖。有趣的是，它与 

  lzcnt / bsr

   / 

  tzcnt

   / 

  bsf

   在同一执行单元

  上运行。
为什么 GCC 不使用部分寄存器？
• - 在许多微架构上写入部分寄存器算作完整寄存器的读取-修改-写入，例如mov di, 123 的调度方式与

  add edi, 123

  类似，与

  mov

  到 32 位或 64 位寄存器不同，它们都会

   覆盖整个寄存器以避免错误依赖

  ，而无需进行混乱的部分寄存器重命名。
对 Intel Sandybridge 系列 CPU 中的管道进行去优化
• - WAW 和 WAR 错误依赖关系不会在 SnB 系列上停止，对同一内存位置的独立写入也不会停止。