Файл: Мультипроцессоры (ТЕОРЕТИЧЕСКИЕ АСПЕКТЫ МУЛЬТИ ПРОФЕССОРОВ И ИХ ИСПОЛЬЗОВАНИЯ).pdf

Основой аппаратной реализации знаковой системы является машинное слово – это битовая строка определённой длинны. Длина или разрядность машинного слова это одна из основных характеристик машины. В языке машины существует две версии интерпретации машинных слов – слова команды и слова операнды. Команда реализована на аппаратном уровне как битовая строка, разбитая на несколько битовых секций или полей, имеющих своё содержательное назначение. Далее для экспертной оценки эффективности организации процессов будем использовать некую гипотетическую машину с фиксированным трёхадресным форматом команды и с памятью, в которой осуществляется адресный доступ к машинным словам. Это не соответствует реальной организации современных машин. Так, например доступ в память осуществляется по байтам, что необходимо для поддержки переменных форматов команд и данных. Команды и данные размещаются в разных блоках памяти и читаются независимо по разным каналам доступа. И таких отличий от предлагаемой к рассмотрению гипотетической машины огромное число, но все эти отличия не меняют суть архитектурной идеи, а их учёт не только осложнит, но и сделает невозможной экспертную оценку эффективности организации вычислений.

Структура команды гипотетической машины приведена на рис. 21.

Рис. 21 Структура команды

Первое битовое поле кодирует операцию и называется КОП. КОП интерпретируется как число в двоичной системе и далее дешифрируется аппаратурой по таблице соответствия. Следующие три поля это так называемые адресные поля, которые обозначаются как А1, А2 и А3. Это числа в двоичной системе счисления, по которым осуществляется доступ в память. Память состоит из массива регистров, имеющих индивидуальные номера или адреса. В регистрах памяти размещаются машинные слова. По предъявлению адреса осуществляется доступ к заданному регистру для чтения либо записи. Содержательно команда представляет элементарную процедуру вычислительного процесса, поддерживающую бинарную операцию с двумя входными операндами и одним результатом. Так, например, А1 и А2 могут обозначать адреса, по которым в памяти размещаются два входных операнда, а А3 обозначает адрес для записи результата. Процессор связан с памятью каналом доступа, память служит местом размещения машинных слов. Память не различает слова как команды или операнды и это позволяет записывать в неё и программы и данные. Программист условно разделяет пространство памяти на сегменты для раздельного размещения программ и данных. Вычислительный процесс представляет собой поток обменов процессора с памятью, в котором циркулируют машинные слова, имеющие статус команд и операндов. Различение машинных слов на команды и операнды происходит при чтении. При этом команды читаются в устройство управления, а операнды в арифметико-логический блок.

Изложенное до сих пор позволяет зафиксировать одно очень важное следствие – знаковая система классической машины не является языком описания процессов вычисления и обработки данных. Язык машины является средством описания процессов преобразования состояний памяти. Команды, из которых состоит программа, привязаны не к данным, а к адресам памяти. Для того что бы процесс преобразования состояний памяти превратился в процесс обработки данных необходимо принять меры, обеспечивающие размещение нужных данных в нужных адресах памяти строго к тому моменту, когда соответствующая команда будет активирована и осуществит обращения к заданным адресам. Эти меры осуществляются как на аппаратном, так и на программном уровнях и являются основными источниками издержек и накладных потерь, сопровождающих вычислительный процесс. Для оценки эффективности организации процессов в гипотетической машине нам необходимо рассмотреть временную диаграмму и установить соотношение временных затрат на полезную работу и на сопутствующие обеспечивающие события, которые являются накладными потерями ресурса времени. В итоге нам необходимо оценить коэффициент полезного действия (КПД) машины как процентное соотношение разных работ на временной шкале.

Основным элементом временной диаграммы машины является такт выполнения команды, который состоит из следующих пяти микротактов: чтения команды, чтения первого операнда, чтения второго операнда, выполнения операции и записи результата. Сделаем допустимое в данном случае огрубление и будем считать, что все микротакты имеют равное время выполнения. Полезным квантом временной диаграммы считается только один микротакт – выполнение команды. Все остальные являются обеспечивающими и составляют накладные потери или издержки. Тогда получается, что на уровне выполнения одной команды языка машины во временной диаграмме полезный квант занимает 20%, а на издержки приходится 80%.

При построении простейшей процедуры некий стереотипный фрагмент программы повторяется многократно. Например, обрабатывается таблица, имеющая некоторое число атрибутов в строке и несколько сотен строк. Процедура состоит из программы обработки строки и цикла, повторяющего эту программу многократно по числу строк. Мы знаем, что адресные поля команды привязывают её к конкретным регистрам памяти. Это позволяет написать программу процедуры обработки строки таблицы. При повторном вызове процедуры программу обработки строки таблицы необходимо привязать уже к другим адресам, в которых размещается другая строка таблицы. При этом существует запрет на изменения в теле программы в ходе её выполнения. (В противном случае будет утерян принцип стереотипности и повторяемости программы). Проблема перемещаемости процедуры над данными решается через механизм косвенной адресации. При косвенной адресации в адресных полях команды не указывается непосредственный адрес размещения операнда, а указывается некий фиксированный в памяти регистр, в котором находится реальный адрес операнда. Далее по этому адресу осуществляется обращение в память за нужным операндом. При косвенной адресации для доступа к операнду необходимо осуществить два цикла обращения в память. Сначала обратиться в фиксированный регистр, извлечь, содержащийся в нём адрес и далее по этому адресу извлечь операнд. Известно, что время исполнения команды в основном определяется временем цикла обращения в память. Следовательно, полученные нами 20% КПД необходимо снизить вдвое до 10%. И это ещё не всё. Для реализации перемещаемости процедуры над данными необходимо перед началом каждого следующего прохода в цикле заменить адреса в фиксированных регистрах. Это осуществляется за счёт приращения адресов на некий фиксированный шаг. Таким образом, возникает целый пласт вычислительных работ, который называется адресная арифметика. Объёмы преобразований адресной арифметики равны объёмам основной обработки, поскольку необходимо модифицировать адреса всех операндов. Следовательно, КПД урезается ещё вдвое до 5%.

Из структуры команды, приведенной на рис. 21 следует, что возможности прямой адресации памяти из адресных полей команды весьма ограниченные. Если длина машинного слова равна 32 разрядам, каждое поле команды содержит по 8 разрядов. Это значит, что непосредственно из адресных полей команды можно адресовать не более чем 256 слов. По этой причине трёхадресный формат команды оказался проблемным и наибольшее распространение получил двухадресный формат, который позволяет при 32-х разрядном слове иметь два адресных поля по 12 разрядов и непосредственно адресовать 4096 слов. А это означает, что для реализации элементарной процедуры обработки в общем случае понадобится более одной команды, что только ухудшает временной баланс издержек. С учётом некоторой статистики применения коротких и длинных форматов команд мы вынуждены снизить КПД до 3%.

В современном компьютере адресное пространство оперативной памяти исчисляется гигабайтами. Дальнейшее расширение объёмов оперативной памяти стало возможным при осуществлении механизма многоступенчатой адресации. При ступенчатой адресации, например при двухступенчатой, пространство памяти расчленяется на страницы, регистры которых доступны из адресного поля команды. Страницам, в свою очередь, присваиваются свои адреса или номера страниц. Для реального доступа в память необходимо совместить адресное поле команды и номер страницы. При этом номер страницы представляет старшую группу разрядов, а адресное поле команды младшую группу разрядов реального адреса обращения в память. Номер страницы хранится в специальном индексном регистре в составе процессора. Это так называемый блок регистров общего назначения, сохраняющих вычислительную обстановку процессора и в частности его позиционирование в общем поле памяти. Назначение номера страницы и его занесение в индексный регистр осуществляет загрузчик, специальная системная программа низкого уровня, осуществляющая управление ресурсами памяти и обслуживающая загрузку приложения в память. Мы не станем здесь излагать детали этого достаточно громоздкого механизма, а только вынуждены будем констатировать, что осуществление перемещаемости приложения в памяти большого объёма и механизм многоступенчатой адресации урезают оценку КПД ещё наполовину до 1,5% .

При оценке эффективности организации вычислений, приведенной выше, мы ограничились рассмотрением уровня простейшей процедуры, погружённой в аппаратную среду. Это заведомо очень упрощённая ситуация. На самом деле необходимо понимать, что реальные условия работы компьютера осуществляются в системной среде, поддерживающей мультизадачные режимы. Выполнение системных функций и обработка прерываний ложатся на тот же единственный процессор и продолжают нагружать временную диаграмму. Так что в реальности эффективность функционирования современного классического компьютера по нашей экспертной оценке не превышает одного процента. В качестве метафоры можно утверждать, что на одно полезное действие приходится не менее сотни обеспечивающих, которые являются издержками принятых форм организации процессов.

Традиция проектирования аппаратных средств вычислительной техники складывалась в условиях подавляюще высокой стоимости аппаратуры. Поэтому издержки укладывались в последовательные ряды и выполнялись на одном оборудовании последовательно. По мере развития технологии микроэлектронного производства принцип экономии аппаратных затрат перестал быть доминирующим. Современные инженерные решения создают другую ситуацию, отличную от той на которой мы провели вышеприведенную экспертную оценку эффективности функционирования компьютера. Так, например, в современных процессорах программы и данные размещаются в разных блоках памяти, а выборки команд и данных осуществляются по разным каналам и совмещаются во времени, что заметно улучшает временную диаграмму. Текущие операнды подкачиваются порциями в сверхоперативную память и обеспечивают бесперебойную работу арифметического блока. И таких решений множество. Суть их сводится к тому, что издержки выносятся из последовательных рядов временной диаграммы и размещаются в дополнительной аппаратуре, которая работает параллельно с основной. Но главное заключается в том, что груз издержек остаётся прежним. Издержки не устраняются, а поглощаются дополнительной аппаратурой, а аппаратура это и есть основной ресурс кристалла, выраженный в числе транзисторов. Технология обеспечивает размещение миллиардов транзисторов на кристалле и есть две стратегии его заполнения. Можно сохранить примитивную структуру процессора с последовательным размещением издержек во времени и построить кристалл, содержащий 100 ядер. А можно усложнить процессор разгрузить его временную диаграмму и разместить издержки на дополнительной аппаратуре. Но тогда на кристалле будет размещаться не 100 низкоскоростных ядер, а 20 высокоскоростных. Суммарная пропускная способность кристалла останется прежней, поскольку определяющим является факт существования сотни обеспечивающих действий на одно полезное. Это константа, характеризующая архитектурную идею. Именно введение критерия эффективности по соотношению числа полезных действий на единицу затрат энергии позволяет осуществить объективную оценку эффективности инженерных решений. Вынос обеспечивающих действий из временной диаграммы и размещение их на дополнительной аппаратуре создаёт иллюзию повышения эффективности при условии, что стоимость транзисторов ничтожна. Но энергию эти действия потребляют при любом размещении и при разных инженерных решениях никуда не деваются. Выделенные нами при экспертной оценке накладные потери являются следствием архитектурной идеи и порождаемых ею форм организации процессов. Инженерные ухищрения не устраняют издержки, а манипулируют их размещением, и только вновь введенный критерий энергоэффективности кристалла позволит запустить тенденцию к критической оценке и пересмотру архитектурной концепции.

Начинать работы по созданию высокопараллельных структур с таким грузом издержек и такой низкой эффективностью организации процессов, по меньшей мере проблематично, а по результатам, рассмотренных нами в первой части статьи примеров, бесперспективно. При распараллеливании издержки тиражируются кратно степени параллелизма. Но при этом неизбежно возникают новые специфические издержки на обслуживание параллелизма. Мероприятия по организации параллельной работы множества процессорных элементов несут в себе тот же порок низкоэффективных форм организации процессов. Т.е. при обслуживании параллелизма вновь генерируются десятки и сотни накладных расходных событий на единицы полезных. Поэтому при решении целого ряда актуальных задач с высоким потенциалом параллелизма насыщение роста производительности наступает практически сразу при 10 – 15 процессорах и значениях 3-х, 4-х кратного ускорения. Параллелизм блокируется низкоэффективными формами организации вычислительных процессов. Факт существования эффекта насыщения не является фатальным. Точку насыщения можно перемещать и в перспективе обеспечивать реализацию высоких значений параллелизма. Фатальной является крайне низкая эффективность организации процессов в классической архитектуре.

Существует ли альтернативные решения, позволяющие строить вычислительные системы с более высокими показателями эффективности организации вычислительных процессов? Имеются ли приемлемые решения в области разработки неклассических архитектур? Наиболее значительным событием в этом направлении было создание архитектуры потока данных, известной как архитектура Data Flow. Первые публикации по архитектуре потока данных [11] [12] были восприняты с большим энтузиазмом. Машина потока данных действительно представляет собой принципиально новый архитектурный проект, поскольку язык машины потока данных существенно отличается от линейного императивного языка машины фон Неймана. Перечислим эти отличия. Язык классической машины описывает программу как линейную последовательность команд. Команда представляет фиксированную элементарную процедуру вычислительного процесса. Адресные поля команды ссылаются не на данные, а на адреса регистров памяти. Команды исполняются в порядке их следования в записи программы. Здесь следует вновь напомнить, что внутренний язык классической машины не является языком описания вычислительных процессов, он описывает процессы изменения состояний памяти. Подгон процедур изменения состояний памяти к вычислительному процессу есть основное содержание работы программиста, но это содержание не фиксируется средствами языка машины. Это есть источник некорректности технологии программирования классических машин. А главный порок классической архитектуры это антагонизм последовательной записи процесса с его параллельной и асинхронной природой.