명령어 집합 2/2

Fake Simple 컴퓨터 명령어 집합

- 이해를 위한 단순한 가정,예시이다.

 

명령어 형식 (가정)

16bits로 구성

연산부호가 4bits 혹은 16bits

1) 15번 bits가 0이면 12~15번 bit가 연산부호이고,

2) 15번 bits가 1이면 0~15번 bit가 연산부호이다.

명령어

LDA~CAL은 연산부호가 1~6인데 갑자기 HLT부터는 8000이 된다. 이유는 15번 비트에 있다.

앞에서 15번 비트가 0이면 12~15번 비트가 연산부호이고, 15번 비트가 1이면 0~15번 비트가 연산부호라고 하였다.

1(16)에서 1은 0001(2) 즉 15번 비트가 0이고, 8000(16)에서 8은 1000(2) 즉, 15번 비트가 1이다.

1(16) = 0000/0000/0000/0001(2)

8000(16) = 1000/0000/0000/0000(2)

 

데이터 형식 (가정)

16 bits로 구성하고 정수만 취급

15번 bit는 부호를 의미, 0~14번 bit는 정수 크기 의미

15번 bit가 0: 양수, 1: 음수

 

 

다음과 같은 메모리 상태를 가정해보자 : ()는 진법

그림 설명: 왼쪽 0100,0102는 주소로 2씩 증가하는것을 볼 수 있는데, 메모리에 있는 1500은 16bit=2Byte이므로 2씩 증가하는 것이다.

 

다음과 같은 메모리 상태를 가정하겠다.

명령어는 메모리 {0100(16)= 0000/0001/0000/0000(2)}번지부터 시작

데이터는 메모리 0500(16)번지와 0502(16)번지에 숫자 0001(16), 0002(16)이 저장

메모리에 1500,3502,2502,5300은 명령어이고, 밑에 0001,0002는 정수 data, 100,102는 주소이다.

 

이런 일을 하고 싶다면?

메모리 0500(16)번지와 0502(16)번지 숫자를 더해 0502(16)번지에 저장하고, 0300(16)번지 명령어로 분기하라

다르게 표현하면

M[502] <- M[500] + M[502]

PC <-300

메모리 주소	명령어(16진법)		기계어(16진법)
0100	LDA	500	1500
0102	ADD	502	3502
0104	STA	502	2502
0106	JMP	300	5300

 

 

1. LDA연산 부호 1 + 메모리 주소 500 : 1500

이 시점에 500번지 데이터 1이  accumulator register에 로드됨.

2.  ADD연산 부호 3 + 메모리 주소 502: 3502

3. STA연산 부호 2 + 메모리 주소 502: 2502

4. JMP연산 부호 5 + 메모리 주소 300: 5300

결과

기본적인 순서는 3가지로 볼 수 있다.

1. 주소값 PC를 갖는 데이터를 IR에  넣는다.

2. 그리고 PC는 2만큼 증가시키고(=다음명령어를 가리키게),  IR에서 오피코드를 디코딩한다.

3. 명령어(opcode)에 맞춰 실행한다.

이제 100번지에 있는 1500에 대해 자세히 알아보자  

 

1. LDA 500

1)PC <- 0100 : PC에 0100이 들어간다.

즉, 프로그램 시작하는 주소가 PC에 들어간다.

2) MAR <- PC; MBR <-M[MAR]; IR <- MBR

CPU와 메모리상에서 데이터가 왔다갔다 하려면 MAR(주소),MBR(데이터)이 필요하다.

1. CPU가 어떤 주소에 값을 가져올지 MAR에 물음. 

2. 메모리에서는 해당 MAR에 있는 메모리를 MBR에 적음.

3. IR에 MBR의 명령어가 들어간다.

정리하자면

MAR에 PC의 값을 준다.  Memory의 MAR에 있는 데이터를 MBR에 적어준다. IR안에 MBR을 거쳐 들어온다.

즉, 0100안에 있던 1500 데이터가 IR에 들어온다.

fetch한것(인출 사이클)

3) PC <- PC +2; decode IR[15:12]

IR에 15비트부터 12비트 까지 opcode를 decode하고, pc는 다음주소를 가리킨다. 그러나 1,2번 과정중에서는 pc가 현재주소를 가리키고 있고, 이제서야 다음주소인 0102를 가리키는 것이다.  ALU에서 명령어 길이 2만큼 더해서 다음 명령어 주소값을 주고 그것을 pc에 저장한다.

현재: IR의 opcdoe를 해독한 상태, pc 하나 증가한 상태

4) MAR <- IR[11:0]; MBR <-M[MAR]; Acc<-MBR

MAR: 어느 위치에 있는 데이터를 가져와. IR의 11비트부터 0비트까지 즉, 0500을 가지고있음.

0500주소에 있는 0001을 MBR로 가져온다.

MBR에 있는 값(0001)을 Acc에 넣는다.

 

2.ADD 502

(1) MAR ← PC; MBR ← M[MAR]; IR ← MBR   ( = IR ← M[PC]; )

(2) PC ← PC + 2; decode IR[15:12]

(3) Acc ← Acc + M[IR[11:0]]

Acc에 있는 데이터와 메모리에서 502주소에  있는 0002를 더해서  Acc에 넣는다.

3.STA 502

(1) MAR ← PC; MBR ← M[MAR]; IR ← MBR

      ( = IR ← M[PC]; )

(2) PC ← PC + 2; decode IR[15:12]

(3) M[IR[11:0]] ← Acc

Acc에 있는 값 0003을 502주소값의 메모리에 저장

 

4.JMP 300

(1) MAR ← PC; MBR ← M[MAR]; IR ← MBR

      ( = IR ← M[PC]; )

(2) PC ← PC + 2; decode IR[15:12]

(3) PC ← IR[11:0]

수행해야할 명령어 주소값은 108이 아니라  300 (=IR[11:0]). 따라서 PC값이 0108 ->0300으로 변경

106->바로 300으로 가는게 불편하지 않지만, 원래는 자동으로 2만큼 증가한 위치로 이동했기에, 이 규칙을 깨는것이 더 비효율적이다.

 

조건분기 명령어

JMP는 무조건 분기! 그럼 조건분기는?

 

조건 생성, 비교 명령과 분기 명령

비교와 분기작업을 하나로 융합한 명령어 구조도 있는데, 비교- 산술 논리 연산 - 결과에 따라 분기를 결정한다.

더 자세히 알아보자. flag 레지스터

flag는 깃발!! 올리거나 내리거나

flag는 상태(status)레지스터/비트 라고도 한다. 다른 레지스터들은 2 bits를 사용해서 word단위이지만, flag 레지스터는 1bit를 사용하는 비트단위이다.

4가지가 있다.

올림수(Carry) - 연산 결과에  올림수 있으면 1, 없으면 0

오버플로우(Overflow) - 연산 결과에 오버플로우가 있으면 1, 없으면 0

부호/음수(Sign/Negative) - 연산 결과가 음수면  1,  양수나 0이면 0

영(Zero) - 연산 결과가 0이면 1,  0이 아니면 0

 

이번엔 프로시저의 호출과 복귀 과정에 대해 알아보자. 

proc: 프로시저 이름, 어셈블리를 기계어로 바꾼 후 프로시저 시작주소로 변환한다.

cal proc: PC바꿔주는것

인출사이클: IR <-M[PC]; PC <-  PC+ 명령어 길이 (인출사이클은 명령어마다 항상 같다)

실행 사이클: TOS( Top Of Stack) <-PC; PC<-proc (명령어마다 달라짐)

실행사이클에서, 복귀 후 수행할 명령어 주소(복귀주소)를 TOS에 저장한다.

복기주소 저장 후 PC는 proc 시작주소를 갖기에 이후부터는 프로시저 proc의 명령어를 순차적으로 인출한다.

복기주소 저장시, stack이 아닌 그냥 register에 저장한다면?

 

ret: (return) proc 프로시저 종료 후 호출 프로그램으로 복귀한다.

인출사이클: IR <-M[PC]; PC <-  PC + 명령어 길이 (인출사이클은 항상 같다)

실행 사이클: PC<-TOS

실행사이클에서 TOS의 내용(복귀주소)를 PC로 저장한다.

*cal, ret는 가상 명령어이다.

 

프로시저의 호출/복귀 과정은 중요하다.

복귀주소는 TOS에 저장한다!!!

왜 Top Of Stack, 하필 stack에 저장할까?

stack은 선입후출 구조이다. 

스택구조가 아니라고 하자.

a를 저장한 곳이 어딘지 알아야한다. 즉, a값과 a저장 주소 모두 알아야 한다.

또한 여러번 function call 하면 물리적으로 메모리제한에 걸릴 것이다. '계속 어디에 뭘 저장한다'를 반복해야한다.

스택은 순서가 일정하게 쌓임. 가장 위에거가 최신 콜이다. 

 

310이라는 주소를 PC가 가리킬때 명령어가 cal proc1이면 cal proc1 호출 후 TOS에 다음 주소인 312가 쌓인다.

16bit 즉, 2Byte이므로 2씩 증가하는 상태

메인 프로그램

주소	명령어
300	.
.	.
.	.
310	cal proc1
312	.
.	.

프로시저 proc1

주소	명령어
400	.
.	.
.	.
430	cal proc2
.	.
.	.
460	cal proc2
.	.
.	ret

프로시저 proc2

주소	명령어
500	.
.	.
.	.
.	ret

1. 메인 프로그램의 310주소에서 cal proc1하면 stack에는 다음주소인 312가 쌓이고, proc1의 시작인 400으로 간다.

그후 430주소에서 cal proc2하면 stack에는 312위에 다음주소인 432가 쌓이고, proc2의 시작인 500으로 간다.

첫번째 proc2 복귀 후에는 스택의 432가 사라지며, 복귀주소인 432로 간다.

460주소에서 cal proc2하면 312위에 다음주소인 462가 쌓이고, proc2의 시작인 500으로 간다.

두번째 proc2 복귀 후에는 스택의 462가 사라지며, 복귀주소인 462로 간다.

첫번째 proc1 복귀 후에는 스택의 312가 사라지며, 복귀주소인 312로 간다.

 

왜 CPU 안에 기억장치(Register)가 필요한가?

폰노이먼 모델에서 data traffic을 봐보자.

폰노이먼 모델에서 실행장치인 cpu와 기억장치인 memory를 분리하였는데, 이로 인해 프로그램의 수정이 가능하고, 다양한 프로그램을 쉽게 사용 가능해졌다. 대신, 항상 기억장치와 cpu간 데이터의 이동이 발생하게 되었고, memory와 cpu 속도 차이에 따른 병목현상이 발생하게된다.

폰 노이먼 모델에서 발생 가능한 데이터 트래픽 추정

 

시스템은 아래 조건 따른다고 가정하겠다. CPU에 기억장치가 없다면

아래는 기억장치 없다는 가정하에 진행

명령어 데이터: 연산 부호 크기는 1바이트, 연산마다 최대 2개의 피연산자 사용, 메모리 주소는 2바이트,

일반 데이터: 데이터 크기는 4바이트

	명령어	의미
y = a	mov y. a	y<-M[a]
y = ax	mul  y. x	y<-M[a]*M[x]
y = ax*x	mul  y. x	y<-m[a]*M[x]의 제곱
t = b	mov t. b	t<-M[b]
t = bx	mul  t. x	t<-M[b]*M[x]
y = y +t	add y. t	y<-m[a]*M[x]의 제곱 + M[b]*M[x]
y = ax*x + bx +c	add y. c	y<-m[a]*M[x]의 제곱+ M[b]*M[x] +M[c]

명령어 인출 트래픽

한 명령어당 5바이트 * 7개 명령어

 

데이터 이동 트래픽(1)

데이터 이동 연산 : mov y, a

a번지의 데이터를 메모리에서 CPU로 갖고 왔다가 다시 메모리 y번지로 저장

한 mov 명령어당 2회 이동 * 4바이트 = 8바이트

Subtotal_move = (한 mov 명령어당 2회 이동 * 4바이트) * 2개의 mov 명령어(mov y,a / mov t,b) = 총 16바이트

 

데이터 이동 트래픽(2)

산술연산 mul,add: mul y,x

산술연산 수행하는 것은 트래픽이 없다.

y번지와 x번지의 데이터를 CPU로 갖고 와 곱셈 수행 후, 결과 데이터를 y번지에 저장

한 mul 명령어당(2개 데이터 * 4바이트 + 1개 결과데이터 * 4바이트) = 3*4바이트

mul과 add연산시 트래픽양 동일하므로, subtotal_mul/add = 명령어당 3*4바이트 *5개 mul/add 명령어

 

총 111바이트의 메모리 트래픽 발생

명령어 인출 35 Bytes + 데이터 전송 76 Bytes

 

 

CPU에 기억장치가 있다면

데이터 트래픽 감소

• 반복적으로 사용되는 피연산자를 CPU 내부의 기억장치에 보관
• 메모리를 다시 참조할 필요성 제거
• 예시: 이미 2번째 코드에서 x를 Memory에서 갖고 왔기 때문에, 3번째 코드에서 x를 Memory에서 또 갖고 올 필요가 없다.

명령어 트래픽 감소

• 대용량 메모리를 위한 긴 주소 대신에 소규모 기억장치(레지스터)의 짧은 주소 사용
•  레지스터 개수 = 레지스터 주소 bit 수
• 레지스터 개수 << 메모리 entry 수
• 피연산자 필드가 짧아지면 명령어의 길이가 축소