TWI478065B

TWI478065B - 執行模式備份暫存器之模擬

Info

Publication number: TWI478065B
Application number: TW101112253A
Authority: TW
Inventors: G Glenn Henry; Terry Parks; Rodney E Hooker
Original assignee: Via Tech Inc
Priority date: 2011-04-07
Filing date: 2012-04-06
Publication date: 2015-03-21
Also published as: TW201250597A

Description

執行模式備份暫存器之模擬

【相關申請案之參考文獻】

本申請案係同在申請中美國專利正式申請案之部分連續案，該些案件整體皆納入本案參考：

本申請案係引用於以下美國臨時專利申請案作優先權，每一申請案整體皆納入本案參考：

美國正式專利申請案

係引用下列美國臨時申請案之優先權：

以下三個本美國正式申請案

皆是以下美國正式申請式之延續案：

並引用下列美國臨時申請案之優先權：

本申請案係以下美國正式專利申請案之相關案：

本發明係關於微處理器之技術領域，特別是關於在指令集中具有條件指令之微處理器。

由Intel Corporation of Santa Clara,California開發出來的x86處理器架構以及由ARM Ltd.of Cambridge,UK開發出來的進階精簡指令集機器(advanced risc machines,ARM)架構係電腦領域中兩種廣為人知的處理器架構。許多使用ARM或x86處理器之電腦系統已經出現，並且，對於此電腦系統的需求正在快速成長。現今，ARM架構處理核心係主宰低功耗、低價位的電腦市場，例如手機、手持式電子產品、平板電腦、網路路由器與集線器、機上盒等。舉例來說，蘋果iPhone與iPad主要的處理能力即是由ARM架構之處理核心提供。另一方面，x86架構處理器則是主宰需要高效能之高價位市場，例如膝上電腦、桌上型電腦與伺服器等。然而，隨著ARM核心效能的提升，以及某些x86處理器在功耗與成本的改善，前述低價位與高價位市場的界線逐漸模糊。在行動運算市場，如智慧型手機，這兩種架構已經開始激烈競爭。在膝上電腦、桌上型電腦與伺服器市場，可以預期這兩種架構將會有更頻繁的競爭。

前述競爭態勢使得電腦裝置製造業者與消費者陷入兩難，因無從判斷哪一個架構將會主宰市場，更精確來說，無法判定哪一種架構的軟體開發商將會開發更多軟體。舉例來說，一些每月或每年會定期購買大量電腦系統的消費個體，基於成本效率的考量，例如大量採購的價格優惠與系統維修的簡化等，會傾向於購買具有相同系統配置設定的電腦系統。然而，這些大型消費個體中的使用者群體，對於這些具有相同系統配置設定的電腦系統，往往有各種各樣的運算需求。具體來說，部分使用者的需求是希望能夠在ARM架構處理器上執行程式，其他部分使用者的需求是希望能夠在x86架構處理器上執行程式，甚至有部分使用者希望能夠同時在兩種架構上執行程式。此外，新的、預期外的運算需求也可能出現而需要使用另一種架構。在這些情況下，這些大型個體所投入的部分資金就變成浪費。在另一個例子中，使用者具有一個重要的應用程式只能在x86架構上執行，因而他購買了x86架構的電腦系統(反之亦然)。不過，這個應用程式的後續版本改為針對ARM架構開發，並且優於原本的x86版本。使用者會希望轉換架構來執行新版本的應用程式，但不幸地，他已經對於不傾向使用的架構投入相當成本。同樣地，使用者原本投資於只能在ARM架構上執行的應用程式，但是後來也希望能夠使用針對x86架構開發而未見於ARM架構的應用程式或是優於以ARM架構開發的應用程式，亦會遭遇這樣的問題，反之亦然。值得注意的是，雖然小實體或是個人投入的金額較大實體為小，然而投資損失比例可能更高。其他類似之投資損失的例子可能出現在各種不同的運算市場中，例如由x86架構轉換至ARM架構或是由ARM架構轉換至x86架構的情況。最後，投資大量資源來開發新產品的運算裝置製造業者，例如OEM廠商，也會陷入此架構選擇的困境。若是製造業者基於x86或ARM架構研發製造大量產品，而使用者的需求突然改變，則會導致許多有價值之研發資源的浪費。

對於運算裝置之製造業者與消費者，能夠保有其投資免於受到二種架構中何者勝出之影響是有幫助的，因而有必要提出一種解決方法讓系統製造業者發展出可讓使用者同時執行x86架構與ARM架構之程式的運算裝置。

使系統能夠執行多個指令集程式的需求由來已久，這些需求主要是因為消費者會投入相當成本在舊硬體上執行的軟體程式，而其指令集往往不相容於新硬體。舉例來說，IBM 360系統Model 30即具有相容於IBM 1401系統的特徵來緩和使用者由1401系統轉換至較高效能與改良特徵之360系統的痛苦。Model 30具有360系統與1401系統之唯讀儲存控制(Read Only Storage,ROS))，使其在輔助儲存空間預先存入所需資訊的情況下能夠使用於1401系統。此外，在軟體程式以高階語言開發的情況下，新的硬體開發商幾乎沒有辦法控制為舊硬體所編譯的軟體程式，而軟體開發商也欠缺動力為新硬體重新編譯(re-compile)源碼，此情形尤其發生在軟體開發商與硬體開發商是不同個體的情況。Siberman與Ebcioglu於Computer,June 1993,No.6提出之文章“An Architectural Framework for Supporting Heterogeneous Instruction-Set Architectures”中揭露一種利用執行於精簡指令集(RISC)、超純量架構(superscalar)與超長指令字(VLIW)架構(下稱原生架構)之系統來改善既存複雜指令集(CISC)架構(例如IBM S/390)執行效率的技術，其所揭露之系統包含執行原生碼之原生引擎(native engine)與執行目的碼之遷移引擎(migrant engine)，並可依據轉譯軟體將目的碼(object bode)轉譯為原生碼(native code)的轉譯效果，在這兩種編碼間視需要進行轉換。請參照2006年5月16日公告之美國專利第7,047,394號專利案，Van Dyke et al.揭露一處理器，具有用以執行原生精簡指令集(Tapestry)之程式指令的執行管線，並利用硬體轉譯與軟體轉譯之結合，將x86程式指令轉譯為原生精簡指令集之指令。Nakada et al.提出具有ARM架構之前端管線與Fujitsu FR-V(超長指令字)架構之前端管線的異質多線程處理器(heterogeneous SMT processor)，ARM架構前端管線係用於非規則(irregular)軟體程式(如作業系統)，而Fujitsu FR-V(超長指令字)架構之前端管線係用於多媒體應用程式以將一增加的超長指令字佇列匯入FR-V超長指令字之後端管線以維持來自前端管線之指令。請參照Buchty與Weib,eds,Universitatsverlag Karlsruhe於2008年11月在First International Workshop on New Frontiers in High-performance and Hardware-aware Computing(HipHaC’08),Lake Como,Italy,(配合MICRO-41)發表之論文集(ISBN 978-3-86644-298-6)的文章“OROCHI：A Multiple Instruction Set SMT Processor”。文中提出之方法係用以降低整個系統在異質系統單晶片(SOC)裝置(如德州儀器 OMAP應用處理器)內所佔據之空間。此異質系統單晶片裝置具有一個ARM處理器核心加上一個或多個協同處理器(co-processors)(例如TMS320、多種數位訊號處理器、或是多種圖形處理單元(GPUs))。這些協同處理器並不分享指令執行資源，只是整合於同一晶片上之不同處理核心。

軟體轉譯器(software translator)、或稱軟體模擬器(software emulator,software simulator)、動態二進制碼轉譯器等，亦被用於支援將軟體程式在與此軟體程式架構不同之處理器上執行的能力。其中受歡迎的商用實例如搭配蘋果麥金塔(Macintosh)電腦之Motorola 68K-to-PowerPC模擬器，其可在具有PowerPC處理器之麥金塔電腦上執行68K程式，以及後續研發出來之PowerPC-to-x86模擬器，其可在具有x86處理器之麥金塔電腦上執行68K程式。位於加州聖塔克拉拉(Santa Clara,California)的全美達公司，結合超長指令字(VLIW)之核心硬體與“純粹軟體指令之轉譯器(亦即程式碼轉譯軟體(Code Morphing Software))以動態地編譯或模擬(emulate)x86程式碼序列”以執行x86程式碼，請參照2011年維基百科針對全美達(Transmeta)的說明<http：//en.wikipedia.org/wiki/Transmeta>。另外，參照1998年11月3日由Kelly et al.提出之美國專利第5,832,205號公告案。IBM的DAISY(Dynamic Architecture Instruction Set from Yorktown)系統具有超長指令字(VLIW)機器與動態二進制軟體轉譯，可可提供100%的舊架構軟體相容模擬。DAISY具有位於唯讀記憶體內之虛擬機器觀測器 (Virtual Machine Monitor)，以平行處理(parallelize)與儲存超長指令字原始碼(VLIW primitives)至未見於舊有系統架構之部分主要記憶體內，期能避免這些舊有體系架構之程式碼片段在後續程序被重新編譯(re-translation)。DAISY具有高速編譯器優化演算法(fast compiler optimization algorithms)以提升效能。QEMU係一具有軟體動態轉譯器之機器模擬器(machine emulator)。QEMU可在多種主系統(host)，如x86、PowerPC、ARM、SPARC、Alpha與MIPS，模擬多種中央處理器，如x86、PowerPC、ARM與SPARC。請參照QEMU,a Fast and Portable Dynamic Translator,Fabrice Bellard,USENIX Association,FREENIX Track：2005 USENIX Annual Technical Conference，如同其開發者所稱“動態轉譯器對目標處理器指令執行時的轉換(runtime conversion)，將其轉換至主系統指令集，所產生的二進制碼係儲存於一轉譯快取以利重複取用。…QEMU〔較之其他動態轉譯器〕遠為簡單，因為它只連接GNCC編譯器於離線(off line)時所產生的機器碼片段”。同時可參照2009年6月19日Adelaide大學Lee Wang Hao的學位論文“ARM Instruction Set Simulation on Multi-core x86 Hardware”。雖然以軟體轉譯為基礎之解決方案所提供之處理效能可以滿足多個運算需求之一部分，但是不大能夠滿足多個使用者的情況。

靜態(static)二進位制轉譯是另一種具有高效能潛力的技術。不過，二進位制轉譯技術之使用存在技術上的問題 (例如自我修改程式碼(self-modifying code)、只在執行時(run-time)可知之間接分支(indirect branches)數值)以及商業與法律上的障礙(例如：此技術可能需要硬體開發商配合開發散佈新程式所需的管道；對原程式散佈者存在潛在的授權或是著作權侵害的風險)。

本發明之一實施例提供一微處理器。該微處理器包含複數個處理模式，該處理模式包含一使用者模式與複數個例外事件模式。該微處理器更包含至少一執行單元，係用以在程式指令指定之運算元上執行算數操作；該微處理器更包含一第一儲存元件組，耦接於該執行單元，其中，該第一儲存元件組包含第一運算元子集，並提供該第一運算元子集給該執行單元；該微處理器更包含一第二儲存元件組，係關聯於各處理模式，其中，該第二儲存元件組係包含一第二運算元子集，其中，該第二儲存元件組係無法直接提供該第二運算元子集給該執行單元；以及，該微處理器更包含一邏輯閘，其中，當從一現行處理模式進入至一新處理模式時，該邏輯閘將該第一儲存元件組中之該第一運算元子集儲存至關聯於該現行處理模式之第二儲存元件組，並將關聯於該新處理模式之該第二儲存元件組中之該第二運算元子集回復至該第一儲存元件組。

本發明之另一實施例提供用於操作一種微處理器之方法，該微處理器包含複數個處理模式，該些處理模式具有一使用者模式以及複數個例外事件模式，其中該微處理器更包含至少一執行單元，該執行單元係透過特定程式指令在運算元上執行算數操作，該方法包含：當該微處理器在該些處理模式中之一現行處理模式運作時，自一第一儲存元件組中提供一第一運算元集至該執行單元以執行算數操作；而當自該現行的處理模式進入該些處理模式中之一新處理模式時，則包含以下步驟：將該第一儲存元件組之該第一運算元集儲存至關聯於該現行處理模式之一第二儲存單元組；將該關聯於該新處理模式之一第三儲存元件組之一第二運算元集回復至該第一儲存元件組；以及當該微處理器於該新處理模式中運作時，自該第一儲存元件組提供該第二運算元集至該執行單元以執行算數操作。

本發明之又一實施例提供一種電腦程式產品。此電腦程式產品編碼於至少一電腦可讀取儲存媒介以使用於一運算裝置。此電腦程式產品具有適用於前述媒介之電腦可讀取程式碼，該電腦程式產品包括：適用於該媒介之電腦可讀取程式碼，係用以指定一微處理器，該電腦可讀取程式碼包含第一程式碼，係用以指定於複數個處理模式，該些處理模式包含一使用者模式與複數個例外事件模式；電腦可讀取程式碼更包含第二程式碼，係用以指定於至少一執行單元，該執行單元係透過特定程式指令在運算元上執行算數操作；該電腦可讀取程式碼更包含第三程式碼，係用以指定於一第一儲存元件組，該第一儲存元件組係耦接於該執行單元，其中該第一儲存元件組具有一第一運算元子集，並提供該第一運算元子集至該執行單元；該電腦可讀取程式碼更包含第四程式碼，係用以指定關聯於該些處理模式之一第二儲存元件組。其中該第二儲存元件組具有一第二運算元子集，其中該第二運算元係不可直接提供該第二運算元子集至該執行單元；以及該電腦可讀取程式碼更包含第五程式碼，係用以指定一邏輯閘，其中當自依現行處理模式進入該些處理模式之一新處理模式時，該邏輯閘係儲存該第一儲存元件組之該第一運算元子集至關聯於該現行處理模式之該第二儲存元件組，並回復關聯於該新處理模式之該第二儲存元件組之該第二運算元子集至該第一儲存元件組。

本發明之一實施例提供一種微處理器，其係支援一ISA，該ISA係指定於複數個處理模式以及只定於複數架構暫存器，且該些架構暫存器係關聯於各處理模式，以及只定一載入多重指令，該載入多重指令係指示該微處理器自記憶體內載入資料，並傳入指定於該載入多重指令之一個或多個架構暫存器，該微處理器包含：直接儲存器，其具有關聯於該些架構暫存器之一第一部分之資料，並耦接於該微處理器之至少一執行單元，以提供該資料給該執行單元；該微處理器更包含間接儲存器，其具有關聯於該些架構暫存器之一第二部分之資料，其中該間接儲存器無法直接提供關聯於該架構暫存器之該第二部分之資料至該執行單元；其中，該些架構暫存器係依據該些處理模式中之該現行處理模式，動態地分布於該些架構暫存器之該第一部分與該些架構暫存器之該第二部分；以及，其中各架構暫存器係指定於該載入多重指令：若當該架構暫存器係位於該第一部分，該微處理器係自記憶體內載入資料，並傳入至直接儲存器；以及若當該架構暫存器係位於該第二部分，該微處理器係自記憶體內載入資料，並傳入至該直接儲存器，而後將該直接儲存器之資料轉至該間接儲存器。

本發明之另一實施例提供用於操作一種微處理器之方法，其係支援一ISA，該ISA係指定於複數個處理模式、指定於關聯於各處理模式之複數架構暫存器，以及指定於一載入多重指令，該載入多重指令係指示該微處理器自記憶體內載入資料，並傳入指定於該載入多重指令之一個或多個架構暫存器，該方法包含，對於指定於載入多重指令之各架構暫存器，若該架構暫存器係位於該第一部分，則自記憶體內載入資料至該微處理器之直接儲存器，而若該架構暫存器係位於該第二部分則自記憶體內載入資料至該直接儲存器，並接著將該直接儲存器之資料儲存至該間接儲存器。該直接儲存器具有關聯於該些架構暫存器之一第一部分之資料，並耦接於該處理器之至少一執行單元，以提供該資料給該執行單元；間接儲存器具有關聯於該些架構暫存器之一第二部分之資料，其中該間接儲存器無法直接提供關聯於該架構暫存器之該第二部分之資料至該執行單元；其中，該些架構暫存器係依據該些處理模式中之該現行處理模式，動態地分布於該架構暫存器之該第一部分與該架構暫存器之該第二部分。

本發明之另一實施例提供一種微處理器，其支援一ISA，該ISA係指定複數個處理模式以及只定複數架構暫存器，且該些架構暫存器係關聯於各處理模式，以及指定於一儲存多重指令，該儲存多重指令係指示該微處理器將資料自指定於該儲存多重指令之一個或多個架構暫存器中轉存至該記憶體，該微處理器包含直接儲存器，具有關聯於該些架構暫存器之一第一部分之資料，並耦接於該微處理器之至少一執行單元，以提供該資料給該執行單元；該微處理器更包含間接儲存器，具有關聯於該些架構暫存器之一第二部分之資料，其中該間接儲存器無法直接提供關聯於該架構暫存器之該第二部分之資料至該執行單元；其中，該些架構暫存器係依據該些處理模式中之該現行處理模式，動態地分布於該架構暫存器之該第一部分與該架構暫存器之該第二部分；以及，其中，各架構暫存器係指定於該儲存多重指令：若當該架構暫存器係位於該第一部分，該微處理器係將資料自該直接儲存器轉存至記憶體；以及若當該架構暫存器係位於該第二部分，該微處理器係自該間接儲存器內載入資料，並傳入至該直接儲存器，而後將資料自該直接儲存器轉存至記憶體。

本發明之又一實施例提供一種用以操作一微處理器之方法，該微處理器係支援一ISA，該ISA係指定複數個處理模式以及指定複數架構暫存器，且該些架構暫存器係關聯於各處理模式，以及指定一儲存多重指令，該儲存多重指令係指示該微處理器將資料自指定於該儲存多重指令之一個或多個架構暫存器中轉存至該記憶體，該方法包含：各架構暫存器係指定於該儲存多重指令：若當該架構暫存器係位於該第一部分，則將資料自該該微處理器之直接儲存器轉存至記憶體；以及若當該架構暫存器係位於該第二部分，則自該間接儲存器內載入資料，並傳入至該直接儲存器，而後將資料自該直接儲存器轉存至記憶體。其中，該直接儲存器具有關聯於該架構暫存器之一第一部分之資料，並耦接於該微處理器之至少一執行單元以提供該資料至該執行單元；其中，該間接儲存器具有關連於該架構暫存器之一第二部分之資料。該間接儲存器無法直接提供關聯於該架構暫存器之該第二部分之資料至該執行單元；其中，該些架構暫存器係依據該些處理模式中之該現行處理模式，動態地分布於該架構暫存器之該第一部分與該架構暫存器之該第二部分。

本發明之又一實施例提供一種電腦程式產品，此電腦程式產品編碼於至少一電腦可讀取儲存媒介，以使用於一運算裝置，該電腦程式產品包括：適用於該媒介之電腦可讀取程式碼，係用以指定一微處理器，該微處理器係支援一ISA，該ISA係指定複數個處理模式以及只定複數架構暫存器，且該些架構暫存器係關聯於各處理模式，以及指定於一載入多重指令，該載入多重指令係指示該微處理器自記憶體內載入資料，並傳入指定於該載入多重指令之一個或多個架構暫存器，該電腦可讀取程式碼包含第一程式碼，係用以指定於直接儲存器，該直接儲存器具有關聯於該架構暫存器之一第一部分之資料，且並耦接於該微處理器之至少一執行單元，以提供該資料給該執行單元；該電腦可讀取程式碼更包含第二程式碼，係用以指定於間接儲存器，該間接儲存器具有關聯於該些架構暫存器之一第二部分之資料，其中該間接儲存器無法直接提供關聯於該架構暫存器之該第二部分之資料至該執行單元；其中，該些架構暫存器係依據該些處理模式中之該現行處理模式，動態地分布於該架構暫存器之該第一部分與該架構暫存器之該第二部分；其中，各架構暫存器係指定於該載入多重指令：若當該架構暫存器係位於該第一部分，該微處理器係自記憶體內載入資料，並傳入至該直接儲存器；以及若當該架構暫存器係位於該第二部分，則該微處理器係自記憶體內載入資料，並傳入至該直接儲存器，而後將該直接儲存器之資料轉至該間接儲存器。

關於本發明之優點與精神可以藉由以下的發明詳述及所附圖式得到進一步的瞭解。

名詞定義

指令集，係定義二進位制編碼值之集合(即機器語言指令)與微處理器所執行操作間的對應關係。機器語言程式基本上以二進位制進行編碼，不過亦可使用其他進位制的系統，如部分早期IBM電腦的機器語言程式，雖然最終亦是以電壓高低呈現二進位值之物理信號來表現，不過卻是以十進位制進行編碼。機器語言指令指示微處理器執行的操作如：將暫存器1內之運算元與暫存器2內之運算元相加並將結果寫入暫存器3、將記憶體位址0x12345678之運算元減掉指令所指定之立即運算元並將結果寫入暫存器5、依據暫存器7所指定之位元數移動暫存器6內的數值、若是零旗標被設定時，分支到指令後方之36個位元組、將記憶體位址0xABCD0000的數值載入暫存器8。因此，指令集係定義各個機器語言指令使微處理器執行所欲執行之操作的二進位編碼值。需瞭解的是，指令集定義二進位值與微處理器操作間的對應關係，並不意味著單一個二進位值就會對應至單一個微處理器操作。具體來說，在部分指令集中，多個二進位值可能會對應至同一個微處理器操作。

指令集架構(ISA)，從微處理器家族的脈絡來看包含(1)指令集；(2)指令集之指令所能存取之資源集(例如：記憶體定址所需之暫存器與模式)；以及(3)微處理器回應指令集之指令執行所產生的例外事件集(例如：除以零、分頁錯誤、記憶體保護違反等)。因為程式撰寫者，如組譯器與編譯器的撰寫者，想要作出機器語言程式在一微處理器家族執行時，就需要此微處理器家族之ISA定義。所以微處理器家族的製造者通常會將ISA定義於操作者操作手冊中。舉例來說，2009年3月公佈之Intel 64與IA-32架構軟體開發者手冊(Intel 64 and IA-32 Architectures Software Developer’s Manual)即定義Intel 64與IA-32處理器架構的ISA。此軟體開發者手冊包含有五個章節，第一章是基本架構；第二A章是指令集參考A至M；第二B章是指令集參考N至Z；第三A章是系統編程指南；第三B章是系統編程指南第二部分，此手冊係列為本案的參考文件。此種處理器架構通常被稱為x86架構，本文中則是以x86、x86 ISA、x86 ISA家族、x86家族或是相似用語來說明。在另一個例子中，2010年公佈之ARM架構參考手冊，ARM v7-A與ARM v7-R版本Errata markup，定義ARM處理器架構之ISA。此參考手冊係列為參考文件。此ARM處理器架構之ISA在此亦被稱為ARM、ARM ISA、ARM ISA家族、ARM家族或是相似用語。其他眾所周知的ISA家族還有IBM System/360/370/390與z/Architecture、DEC VAX、Motorola 68k、MIPS、SPARC、PowerPC與DEC Alpha等等。ISA的定義會涵蓋處理器家族，因為處理器家族的發展中，製造者會透過在指令集中增加新指令、以及/或在暫存器組中增加新的暫存器等方式來改進原始處理器之ISA。舉例來說，隨著x86程式集架構的發展，其於Intel Pentium III處理器家族導入一組128位元之多媒體擴展指令集(MMX)暫存器作為單指令多重數據流擴展(SSE)指令集的一部分，而x86 ISA機器語言程式已經開發來利用XMM暫存器以提升效能，雖然現存的x86 ISA機器語言程式並不使用單指令多重數據流擴展指令集之XMM暫存器。此外，其他製造商亦設計且製造出可執行x86 ISA機器語言程式之微處理器。例如，超微半導體(AMD)與威盛電子(VIA Technologies)即在x86 ISA增加新技術特徵，如超微半導體之3DNOW！單指令多重數據流(SIMD)向量處理指令，以及威盛電子之Padlock安全引擎隨機數產生器(random number generator)與先進譯碼引擎(advanced cryptography engine)的技術，前述技術都是採用x86 ISA之機器語言程式，但卻非由現有之Intel微處理器實現。以另一個實例來說明，ARM ISA原本定義ARM指令集狀態具有4位元組之指令。然而，隨著ARM ISA的發展而增加其他指令集狀態，如具有2位元組指令以提升編碼密度之Thumb指令集狀態以及用以加速Java位元組碼程式之 Jazelle指令集狀態，ARM ISA機器語言程式已被發展來使用部分或所有其他ARM ISA指令集狀態，即使現存的ARM ISA機器語言程式產生之初並非採用這些其他ARM ISA指令集狀態。

指令集架構(ISA)機器語言程式，包含ISA指令序列，即ISA指令集對應至程式撰寫者要程式執行之操作序列的二進位編碼值序列。因此，x86 ISA機器語言程式包含x86 ISA指令序列，ARM ISA機器語言程式則包含ARM ISA指令序列。機器語言程式指令係存放於記憶體內，且由微處理器擷取並執行。

硬體指令轉譯器，包含多個電晶體的配置，用以接收ISA機器語言指令(例如x86 ISA或是ARM ISA機器語言指令)作為輸入，並對應地輸出一個或多個微指令至微處理器之執行管線。執行管線執行微指令的執行結果係由ISA指令所定義。因此，執行管線透過對這些微指令的集體執行來“實現”ISA指令。也就是說，執行管線透過對於硬體指令轉譯器輸出之實行微指令的集體執行，實現所輸入ISA指令所指定之操作，以產生此ISA指令定義的結果。因此，硬體指令轉譯器可視為是將ISA指令“轉譯(translate)”為一個或多個實行微指令。本實施例所描述之微處理器具有硬體指令轉譯器以將x86 ISA指令與ARM ISA指令轉譯為微指令。不過，需理解的是，硬體指令轉譯器並非必然可對x86使用者操作手冊或是ARM使用者操作手冊所定義的整個指令集進行轉譯，而往往只能轉譯這些指令中一個子集合，如同絕大多數x86 ISA與ARM ISA處理器只支援其對應之使用者操作手冊所定義的一個指令子集合。具體來說，x86使用者操作手冊定義由硬體指令轉譯器轉譯之指令子集合，不必然就對應至所有既有的x86 ISA處理器，ARM使用者操作手冊定義由硬體指令轉譯器轉譯之指令子集合，不必然就對應至所有現存的ARM ISA處理器。

執行管線，係一多層級序列(sequence of stages)。此多層級序列之各個層級分別具有硬體邏輯與一硬體暫存器。硬體暫存器係保持硬體邏輯之輸出信號，並依據微處理器之時脈信號，將此輸出信號提供至多層級序列之下一層級。執行管線可以具有複數個多層級序列，例多重執行管線。執行管線接收微指令作為輸入信號，並相應地執行微指令所指定的操作以輸出執行結果。微指令所指定且由執行管線之硬體邏輯所執行的操作包括但不限於算數、邏輯、記憶體載入/儲存、比較、測試、與分支解析，對進行操作的資料格式包括但不限於整數、浮點數、字母、二進編碼十進數(BCD)、與壓縮格式(packed format)。執行管線執行微指令以實現ISA指令(如x86與ARM)，藉以產生ISA指令所定義的結果。執行管線不同於硬體指令轉譯器。具體來說，硬體指令轉譯器產生實行微指令，執行管線則是執行這些指令，但不產生這些實行微指令。

指令快取，係微處理器內的一個隨機存取記憶裝置，微處理器將ISA機器語言程式之指令(例如x86 ISA與ARM ISA的機器語言指令)放置其中，這些指令係擷取自系統記憶體並由微處理器依據ISA機器語言程式之執行流程，來執行。具體來說，ISA定義一指令位址暫存器以持有下一個待執行ISA指令的記憶體位址(舉例來說，在x86 ISA係定義為指令指標(IP)而在ARM ISA係定義為程式計數器(PC))，而在微處理器執行機器語言程式以控制程式流程時，微處理器會更新指令位址暫存器的內容。ISA指令被快取來供後續擷取之用。當該暫存器所包含的下一個機器語言程式的ISA指令位址係位於目前的指令快取中，可依據指令暫存器的內容快速地指令快取擷取ISA指令由系統記憶體中取出該ISA指令。尤其是，此程序係基於指令位址暫存器(如指令指標(IP)或是程式計數器(PC))的記憶體位址向指令快取取得資料，而非特地運用一載入或儲存指令所指定之記憶體位址來進行資料擷取。因此，將指令集架構之指令視為資料(例如採用軟體轉譯之系統的硬體部分所呈現的資料)之專用資料快取，特地運用一載入/儲存位址，而非基於指令位址暫存器的數值做存取的，就不是此處所稱的指令快取。此外，可取得指令與資料之混合式快取，係基於指令位址暫存器的數值以及基於載入/儲存位址，而非僅僅基於載入/儲存位址，亦被涵蓋在本說明對指令快取的定義內。在本說明內容中，載入指令係指將資料由記憶體載入至微處理器之指令，儲存指令係指將資料由微處理器寫入記憶體之指令。

微指令集，係微處理器之執行管線能夠執行之指令(微指令)的集合。

實施例說明

本發明實施例揭露之微處理器可透過硬體將其對應之 x86 ISA與ARM ISA指令轉譯為由微處理器執行管線直接執行之微指令，以達到可執行x86 ISA與ARM ISA機器語言程式之目的。此微指令係由不同於x86 ISA與ARM ISA之微處理器微架構(microarchitecture)的微指令集所定義。由於本文所述之微處理器需要執行x86與ARM機器語言程式，微處理器之硬體指令轉譯器會將x86與ARM指令轉譯為微指令，並將這些微指令提供至微處理器之執行管線，由微處理器執行這些微指令以實現前述x86與ARM指令。由於這些實行微指令(係直接由硬體指令轉譯器提供至執行管線來執行，而不同於採用軟體轉譯器之系統需於執行管線執行指令前，將預先儲存本機(host)指令至記憶體，因此，前揭微處理器具有潛力能夠以較快的執行速度執行x86與ARM機器語言程式。

第1圖係一方塊圖顯示本發明執行x86 ISA與ARM ISA機器語言程式之微處理器100之實施例。此微處理器100具有一指令快取102；一硬體指令轉譯器104，用以由指令快取102接收x86 ISA指令與ARM ISA指令124並將其轉譯為微指令126；一執行管線112，執行由硬體指令轉譯器104接收之微指令126以產生微指令結果128，該結果係以運算元的型式回傳至執行管線112；一暫存器檔案106與一記憶體子系統108，分別提供運算元至執行管線112並由執行管線112接收微指令結果128；一指令擷取單元與分支預測器114，提供一擷取位址134至指令快取102；一ARM ISA定義之程式計數器暫存器116與一x86 ISA定義之指令指標暫存器118，其依據微指令結果128 進行更新，且提供其內容至指令擷取單元與分支預測器114；以及多個組態暫存器122，提供一指令模式指標132與一環境模式指標136至硬體指令轉譯器104與指令擷取單元與分支預測器114，並基於微指令結果128進行更新。

由於微處理器100可執行x86 ISA與ARM ISA機器語言指令，微處理器100係依據程式流程由系統記憶體(未圖示)擷取指令至微處理器100。微處理器100存取最近擷取的x86 ISA與ARM ISA之機器語言指令至指令快取102。指令擷取單元114將依據由系統記憶體擷取之x86或ARM指令位元組區段，產生一擷取位址134。若是命中指令快取102，指令快取102將位於擷取位址134之x86或ARM指令位元組區段提供至硬體指令轉譯器104，否則由系統記憶體中擷取指令集架構的指令124。指令擷取單元114係基於ARM程式計數器116與x86指令指標118的值產生擷取位址134。具體來說，指令擷取單元114會在一擷取位址暫存器中維持一擷取位址。任何時候指令擷取單元114擷取到新的ISA指令位元組區段，它就會依據此區段的大小更新擷取位址，並依據既有方式依序進行，直到出現一控制流程事件。控制流程事件包含例外事件的產生、分支預測器114的預測顯示擷取區段內有一將發生的分支(taken branch)、以及執行管線112回應一非由分支預測器114所預測之將發生分支指令之執行結果，而對ARM程式計數器116與x86指令指標118進行之更新。指令擷取單元114係將擷取位址相應地更新為例外處理程序位址、預測目標位址或是執行目標位址以回應一控制流程事件。在一實施例中，指令快取102係一混合快取，以存取ISA指令124與資料。值得注意的是，在此混合快取之實施例中，雖然混合快取可基於一載入/儲存位址將資料寫入快取或由快取載入資料，在微處理器100係由混合快取擷取指令集架構之指令124的情況下，混合快取係基於ARM程式計數器116與x86指令指標118的數值來存取，而非基於載入/儲存位址。指令快取102可以係一隨機存取記憶體裝置。

指令模式指標132係一狀態指示微處理器100當前是否正在擷取、格式化(formatting)/解碼、以及將x86 ISA或ARM ISA指令124轉譯為微指令126。此外，執行管線112與記憶體子系統108接收此指令模式指標132，此指令模式指標132會影響微指令126的執行方式，儘管只是微指令集內的一個小集合受影響而已。x86指令指標暫存器118持有下一個待執行之x86 ISA指令124的記憶體位址，ARM程式計數器暫存器116持有下一個待執行之ARM ISA指令124的記憶體位址。為了控制程式流程，微處理器100在其執行x86與ARM機器語言程式時，分別更新x86指令指標暫存器118與ARM程式計數器暫存器116，至下一個指令、分支指令之目標位址或是例外處理程序位址。在微處理器100執行x86與ARM ISA之機器語言程式的指令時，微處理器100係由系統記憶體擷取機器語言程式之指令集架構的指令，並將其置入指令快取102以取代最近較不被擷取與執行的指令。此指令擷取單元114基於x86指令指標暫存器118或是ARM程式計數器暫存器116的數值，並依據指令模式指標132指示微處理器100正在擷取的ISA指令124是x86或是ARM模式來產生擷取位址134。在一實施例中，x86指令指標暫存器118與ARM程式計數器暫存器116可實施為一共享的硬體指令位址暫存器，用以提供其內容至指令擷取單元與分支預測器114並由執行管線112依據指令模式指標132指示之模式是x86或ARM與x86或ARM之語意(semantics)來進行更新。

環境模式指標136係一狀態指示微處理器100是使用x86或ARM ISA之語意於此微處理器100所操作之多種執行環境，例如虛擬記憶體、例外事件、快取控制、與全域執行時間保護。因此，指令模式指標132與環境模式指標136共同產生多個執行模式。在第一種模式中，指令模式指標132與環境模式指標136都指向x86 ISA，微處理器100係作為一般的x86 ISA處理器。在第二種模式中，指令模式指標132與環境模式指標136都指向ARM ISA，微處理器100係作為一般的ARM ISA處理器。在第三種模式中，指令模式指標132指向x86 ISA，不過環境模式指標136則是指向ARM ISA，此模式有利於在ARM作業系統或是超管理器之控制下執行使用者模式x86機器語言程式；相反地，在第四種模式中，指令模式指標132係指向ARM ISA，不過環境模式指標136則是指向x86 ISA，此模式有利於在x86作業系統或超管理器之控制下執行使用者模式ARM機器語言程式。指令模式指標132與環境模式指標136的數值在重置(reset)之初就已確定。在一實施例中，此初始值係被視為微碼常數進行編碼，不過可透過熔斷組態熔絲與/或使用微碼修補進行修改。在另一實施例中，此初始值則是由一外部輸入提供至微處理器100。在一實施例中，環境模式指標136只在由一重置至ARM(reset-to-ARM)指令124或是一重置至x86(reset-to-x86)指令124執行重置後才會改變(請參照下述第6A圖及第6B圖)；亦即，在微處理器100正常運作而未由一般重置、重置至x86或重置至ARM指令124執行重置時，環境模式指標136並不會改變。

硬體指令轉譯器104接收x86與ARM ISA之機器語言指令124作為輸入，相應地提供一個或多個微指令126作為輸出信號以實現x86或ARM ISA指令124。執行管線112執行前揭一個或多個微指令126，其集體執行之結果實現x86或ARM ISA指令124。也就是說，這些微指令126的集體執行可依據輸入端所指定的x86或ARM ISA指令124，來執行x86或是ARM ISA指令124所指定的操作，以產生x86或ARM ISA指令124所定義的結果。因此，硬體指令轉譯器104係將x86或ARM ISA指令124轉譯為一個或多個微指令126。硬體指令轉譯器104包含一組電晶體，以一預設方式進行配置來將x86 ISA與ARM ISA之機器語言指令124轉譯為實行微指令126。硬體指令轉譯器104並具有布林邏輯閘以產生實行微指令126(如第2圖所示之簡單指令轉譯器204)。在一實施例中，硬體指令轉譯器104並具有一微碼唯讀記憶體(如第2圖中複雜指令轉譯器206之元件234)。硬體指令轉譯器104利用此微碼唯讀記憶體，並依據複雜ISA指令124產生實行微指令 126，這部份將在第2圖的說明內容會有進一步的說明。就一較佳實施例而言，硬體指令轉譯器104不必然要能轉譯x86使用者操作手冊或是ARM使用者操作手冊所定義之整個ISA指令124集，而只要能夠轉譯這些指令的一個子集合即可。具體來說，由x86程式員操作手冊定義且由硬體指令轉譯器104轉譯的ISA指令124的子集合，並不必然對應至任何Intel開發之既有x86 ISA處理器，而由ARM使用者操作手冊定義且由硬體指令轉譯器104轉譯之ISA指令124的子集合並不必然對應至任何由ARM Ltd.開發之既有的ISA處理器。前揭一個或多個用以實現x86或ARM ISA指令124的實行微指令126，可由硬體指令轉譯器104一次全部提供至執行管線112或是依序提供。本實施例的優點在於，硬體指令轉譯器104可將實行微指令126直接提供至執行管線112執行，而不需要將這些微指令126儲存於設置兩者間之記憶體。在第1圖之微處理器100的實施例中，當微處理器100執行x86或是ARM機器語言程式時，微處理器100每一次執行x86或是ARM指令124時，硬體指令轉譯器104就會將x86或ARM機器語言指令124轉譯為一個或多個微指令126。不過，第8圖的實施例則是利用一微指令快取以避免微處理器100每次執行x86或ARM ISA指令124所會遭遇到之重複轉譯的問題。硬體指令轉譯器104之實施例在第2圖會有更詳細的說明。

執行管線112執行由硬體指令轉譯器104提供之實行微指令126。基本上，執行管線112係一通用高速微指令處理器。雖然本文所描述的功能係由具有x86/ARM特定特徵的執行管線112執行，但大多數x86/ARM特定功能其實是由此微處理器100的其他部分，如硬體指令轉譯器104，來執行。在一實施例中，執行管線112執行由硬體指令轉譯器104接收到之實行微指令126的暫存器重命名、超純量發佈、與非循序執行。執行管線112在第4圖會有更詳細的說明。

微處理器100的微架構包含：(1)微指令集；(2)微指令集之微指令126所能取用之資源集，此資源集係x86與ARM ISA之資源的超集合(superset)；以及(3)微處理器100相應於微指令126之執行所定義的微例外事件(micro-exception)集，此微例外事件集係x86 ISA與ARM ISA之例外事件的超集合。此微架構不同於x86 ISA與ARM ISA。具體來說，此微指令集在許多面向不同於x86 ISA與ARM ISA之指令集。首先，微指令集之微指令指示執行管線112執行的操作與x86 ISA與ARM ISA之指令集的指令指示微處理器執行的操作並非一對一對應。雖然其中許多操作相同，不過，仍有一些微指令集指定的操作並非x86 ISA與/或ARM ISA指令集所指定。相反地，有一些x86 ISA及/或ARM ISA指令集特定的操作並非微指令集所指定。其次，微指令集之微指令係以不同於x86 ISA與ARM ISA指令集之指令的編碼方式進行編碼。亦即，雖然有許多相同的操作(如：相加、偏移、載入、返回)在微指令集以及x86與ARM ISA指令集中都有指定，微指令集與x86或ARM ISA指令集的二進制操作碼值對應表並沒有一對一對應。微指令集與x86或ARM ISA指令集的二進制操作碼值對應表相同通常是巧合，其間仍不具有一對一的對應關係。第三，微指令集之微指令位元欄與x86或是ARM ISA指令集之指令位元欄也不是一對一對應。

整體而言，微處理器100可執行x86 ISA與ARM ISA機器語言程式指令。然而，執行管線112本身無法執行x86或ARM ISA機器語言指令；而是執行由x86 ISA與ARM ISA指令轉譯成之微處理器100微架構之微指令集的實行微指令126。然而，雖然此微架構與x86 ISA以及ARM ISA不同，本發明亦提出其他實施例將微指令集與其他微架構特定的資源開放給使用者。在這些實施例中，此微架構可有效地作為在x86 ISA與ARM ISA外之一個具有微處理器所能執行之機器語言程式的第三ISA。

下表(表一)描述本發明微處理器100之一實施例之微指令集之微指令126的一些位元欄。

下表(表二)描述本發明微處理器100之一實施例之微指令集的一些微指令。

微處理器100也包含一些微架構特定的資源，如微架構特定的通用暫存器、媒體暫存器與區段暫存器(如用於重命名的暫存器或由微碼所使用的暫存器)以及未見於x86或ARM ISA的控制暫存器，以及一私有隨機存取記憶體(PRAM)。此外，此微架構可產生例外事件，亦即前述之微例外事件。這些例外事件未見於x86或ARM ISA或是由它們所指定，而通常是微指令126與相關微指令126的重新執行(replay)。舉例來說，這些情形包含：載入錯過(load miss)的情況，其係執行管線112假設載入動作並於錯過時重新執行此載入微指令126；錯過轉譯後備緩衝區(TLB)，在查表(page table walk)與轉譯後備緩衝區填滿後，重新執行此微指令126；浮點微指令126接收一異常運算元(denormal operand)但此運算元被評估為正常，需在執行管線112正常化此運算元後重新執行此微指令126；一載入微指令126執行後偵測到一個更早的儲存微指令126與其位址衝突(address-colliding)，需要重新執行此載入微指令 126。需理解的是，本文表一所列的位元欄，表二所列的微指令，以及微架構特定的資源與微架構特定的例外事件，只是作為例示說明本發明之微架構，而非窮盡本發明之所有可能實施例。

暫存器檔案106包含微指令126所使用之硬體暫存器，以持有資源與/或目的運算元。執行管線112將其結果128寫入暫存器檔案106，並由暫存器檔案106為微指令126接收運算元。硬體暫存器係引用(instantiate)x86 ISA定義與ARM ISA定義的通用暫存器係共享暫存器檔案106中之一些暫存器。舉例來說，在一實施例中，暫存器檔案106係引用十五個32位元的暫存器，由ARM ISA暫存器R0至R14以及x86 ISA累積暫存器(EAX register)至R14D暫存器所共享。因此，若是一第一微指令126將一數值寫入ARM R2暫存器，隨後一後續的第二微指令126讀取x86累積暫存器將會接收到與第一微指令126寫入相同的數值，反之亦然。此技術特徵有利於使x86 ISA與ARM ISA之機器語言程式得以快速透過暫存器進行溝通。舉例來說，假設在ARM機器語言作業系統執行的ARM機器語言程式能使指令模式132改變為x86 ISA，並將控制權轉換至一x86機器語言程序以執行特定功能，因為x86 ISA可支援一些指令，其執行操作的速度快於ARM ISA，在這種情形下將有利於執行速度的提升。ARM程式可透過暫存器檔案106之共享暫存器提供需要的資料給x86執行程序。反之，x86執行程序可將執行結果提供至暫存器檔案106之共享暫存器內，以使ARM程式在x86執行程序回覆後可見到此執行結果。相似地，在x86機器語言作業系統執行之x86機器語言程式可使指令模式132改變為ARM ISA並將控制權轉換至ARM機器語言程序；此x86程式可透過暫存器檔案106之共享暫存器提供所需的資料給ARM執行程序，而此ARM執行程序可透過暫存器檔案106之共享暫存器提供執行結果，以使x86程式在ARM執行程序回覆後可見到此執行結果。因為ARM R15暫存器係一獨立引用的ARM程式計數器暫存器116，因此，引用x86 R15D暫存器的第十六個32位元暫存器並不分享給ARM R15暫存器。此外，在一實施例中，x86之十六個128位元XMM0至XMM15暫存器與十六個128位元進階單指令多重數據擴展(Advanced SIMD(“Neon”))暫存器的32位元區段係分享給三十二個32位元ARM VFPV3浮點暫存器。暫存器檔案106亦引用旗標暫存器(即x86 EFLAGS暫存器與ARM條件旗標暫存器)，以及x86 ISA與ARM ISA所定義之多種控制權與狀態暫存器，這些架構控制與狀態暫存器包括x86架構之特定模型暫存器(model specific registers,MSRs)與保留給ARM架構的協同處理器(8-15)暫存器。此暫存器檔案106亦引用非架構暫存器，如用於暫存器重命名或是由微碼234所使用的非架構通用暫存器，以及非架構x86特定模型暫存器與實作定義的或是由製造商指定之ARM協同處理器暫存器。暫存器檔案106在第5圖會有更進一步的說明。

記憶體子系統108包含一由快取記憶體構成的快取記憶體階層架構(在一實施例中包含第1層(level-1)指令快取 102、第1層(level-1)資料快取與第2層混合快取)。此記憶體子系統108包含多種記憶體請求佇列，如載入、儲存、填入、窺探、合併寫入歸併緩衝區。記憶體子系統亦包含一記憶體管理單元(MMU)。記憶體管理單元具有轉譯後備緩衝區(TLBs)，尤以獨立的指令與資料轉譯後備緩衝區為佳。記憶體子系統還包含一查表引擎(table walk engine)以獲得虛擬與實體位址間之轉譯，來回應轉譯後備緩衝區的錯失。雖然在第1圖中指令快取102與記憶體子系統108係顯示為各自獨立，不過，在邏輯上，指令快取102亦是記憶體子系統108的一部分。記憶體子系統108係設定使x86與ARM機器語言程式分享一共同的記憶空間，以使x86與ARM機器語言程式容易透過記憶體互相溝通。

記憶體子系統108得知指令模式132與環境模式136，使其能夠在適當ISA內容中執行多種操作。舉例來說，記憶體子系統108依據指令模式指標132指示為x86或ARM ISA，來執行特定記憶體存取違規的檢驗(例如過限檢驗(limit violation check))。在另一實施例中，回應環境模式指標136的改變，記憶體子系統108會更新(flush)轉譯後備緩衝區；不過在指令模式指標132改變時，記憶體子系統108並不相應地更新轉譯後備緩衝區，以在前述指令模式指標132與環境模式指標136分指x86與ARM之第三與第四模式中提供較佳的效能。在另一實施例中，回應一轉譯後備緩衝區錯失(TKB miss)，查表引擎依據環境模式指標136指示為x86或ARM ISA，從而決定利用x86分頁表或ARM分頁表執行一分頁查表動作以取出轉譯後備緩衝區。在另一實施例中，若是環境狀態指標136指示為x86 ISA，記憶體次系統108檢查會影響快取策略之x86 ISA控制暫存器(如CR0 CD與NW位元)的架構狀態；若是環境模式指標136指示為ARM ISA，則檢查相關之ARM ISA控制暫存器(如SCTLR I與C位元)的架構模式。在另一實施例中，若是狀態指標136指示為x86 ISA，記憶體子系統108檢查會影響記憶體管理之x86 ISA控制暫存器(如CR0 PG位元)的架構狀態；若是環境模式指標136指示為ARM ISA，則檢查相關之ARM ISA控制暫存器(如SCTLR M位元)的架構模式。在另一實施例中，若是狀態指標136指示為x86 ISA，記憶體次系統108檢查會影響對準檢測之x86 ISA控制暫存器(如CR0 AM位元)的架構狀態，若是環境模式指標136指示為ARM ISA，則檢查相關之ARM ISA控制暫存器(如SCTLR A位元)的架構模式。在另一實施例中，若是狀態指標136指示為x86 ISA，記憶體子系統108(以及用於特權指令之硬體指令轉譯器104)檢查當前所指定特權級(CPL)之x86 ISA控制暫存器的架構狀態；若是環境模式指標136指示為ARM ISA，則檢查指示使用者或特權模式之相關ARM ISA控制暫存器的架構模式。不過，在一實施例中，x86 ISA與ARM ISA係分享微處理器100中具有相似功能之控制位元組/暫存器，微處理器100並不對各個指令集架構引用獨立的控制位元組/暫存器。

雖然組態暫存器122與暫存器檔案106在圖示中是各自獨立，不過組態暫存器122可被理解為暫存器檔案106 的一部分。組態暫存器122具有一全域組態暫存器，用以控制微處理器100在x86 ISA與ARM ISA各種不同面向的操作，例如使多種特徵生效或失效的功能。全域組態暫存器可使微處理器100執行ARM ISA機器語言程式之能力失效，即讓微處理器100成為一個僅能執行x86指令的微處理器100，並可使其他相關且專屬於ARM的能力(如啟動x86(launch-x86)與重置至x86(reset-to-x86)的指令124與本文所稱之實作定義(implementation-defined)協同處理器暫存器)失效。全域組態暫存器亦可使微處理器100執行x86 ISA機器語言程式的能力失效，亦即讓微處理器100成為一個僅能執行ARM指令的微處理器100，並可使其他相關的能力(如啟動ARM與重置至ARM的指令124與本文所稱之新的非架構特定模型暫存器)失效。在一實施例中，微處理器100在製造時具有預設的組態設定，如微碼234中之硬式編碼值，此微碼234在啟動時係利用此硬式編碼值來設定微處理器100的組態，例如寫入編碼暫存器122。不過，部分編碼暫存器122係以硬體而非以微碼234進行設定。此外，微處理器100具有多個熔絲，可由微碼234進行讀取。這些熔絲可被熔斷以修改預設組態值。在一實施例中，微碼234讀取熔絲值，對預設值與熔絲值執行一互斥或操作，並將操作結果寫入組態暫存器122。此外，對於熔絲值修改的效果可利用一微碼234修補而回復。在微處理器100能夠執行x86與ARM程式的情況下，全域組態暫存器可用於確認微處理器100(或如第7圖所示處理器之一多核心部分之一特定核心100)在重置或如第6A圖及第6B圖所示在回應x86形式之INIT指令時，會以x86微處理器的形態還是以ARM微處理器的形態進行開機。全域組態暫存器並具有一些位元提供起始預設值給特定的架構控制暫存器，如ARM ISA SCTLT與CPACR暫存器。第7圖所示之多核心的實施例中僅具有一個全域組態暫存器，即使各核心的組態可分別設定，如在指令模式指標132與環境模式指標136都設定為x86或ARM時，選擇以x86核心或是ARM核心開機。此外，啟動ARM指令126與啟動x86指令126可用以在x86與ARM指令模式132間動態切換。在一實施例中，全域組態暫存器可透過一x86 RDMSR指令對一新的非架構特定模型暫存器進行讀取，並且其中部分的控制位元可透過x86 WRMSR指令對前揭新的非架構特定模型暫存器之寫入來進行寫入操作。全域組態暫存器還可透過ARM MCR/MCRR指令對一對應至前揭新的非架構特定模型暫存器之ARM協同處理器暫存器進行讀取，而其中部分的控制位元可透過ARM MRC/MRRC指令對應至此新的非架構特定模型暫存器的ARM協同處理器暫存器之寫入來進行寫入操作。

組態暫存器122並包含多種不同的控制暫存器從不同面向控制微處理器100的操作。這些非x86(non-x86)/ARM的控制暫存器包括本文所稱之全域控制暫存器、非指令集架構控制暫存器、非x86/ARM控制暫存器、通用控制暫存器、以及其他類似的暫存器。在一實施例中，這些控制暫存器可利用x86 RDMSR/WRMSR指令至非架構特定模型暫存器(MSRS)進行存取、以及利用ARM MCR/MRC(或 MCRR/MRRC)指令至新實作定義之協同處理器暫存器進行存取。舉例來說，微處理器100包含非專屬於x86/ARM之控制暫存器，以確認微型(fine-grained)快取控制，此微型快取控制係小於x86 ISA與ARM ISA控制暫存器所能提供者。

在一實施例中，微處理器100提供ARM ISA機器語言程式透過實作定義ARM ISA協同處理器暫存器存取x86 ISA特定模型暫存器，這些實作定義ARM ISA協同處理器暫存器係直接對應於相對應的x86特定模型暫存器。此特定模型暫存器的位址係指定於ARM ISA R1暫存器。此資料係由MRC/MRRC/MCR/MCRR指令所指定之ARM ISA暫存器讀出或寫入。在一實施例中，特定模型暫存器之一子集合係以密碼保護，亦即指令在嘗試存取特定模型暫存器時必須使用密碼。在此實施例中，密碼係指定於ARM R7：R6暫存器。若是此存取動作導致x86通用保護錯誤，微處理器100隨即產生一ARM ISA未定義指令中止模式(UND)例外事件。在一實施例中，ARM協同處理器4(位址為：0,7,15,0)係存取相對應的x86特定模型暫存器。

微處理器100並包含一個耦接至執行管線112之中斷控制器(未圖示)。在一實施例中，此中斷控制器係一x86型式之先進可程式化中斷控制器(APIC)。中斷控制器係將x86 ISA中斷事件對應至ARM ISA中斷事件。在一實施例中，x86 INTR對應至ARM IRQ中斷事件；x86 NMI係對應至ARM IRQ中斷事件；x86 INIT在微處理器100啟動時引發起動重置循序過程(INIT-reset sequence)，無論那一個指令集架構(x86或ARM)原本是由硬體重置啟動的；x86 SMI對應至ARM FIQ中斷事件；以及x86 STPCLK、A20、Thermal、PREQ、與Rebranch則不對應至ARM中斷事件。ARM機器語言能透過新的實作定義之ARM協同處理器暫存器存取先進可程式化中斷控制器之功能。在一實施例中，APIC暫存器位址係指定於ARM R0暫存器，此APIC暫存器的位址與x86的位址相同。在一實施例中，ARM協同處理器6係通常用於作業系統通常需執行之特權模式功能(privileged mode functions)。此ARM協同處理器6的位址為：0,7,nn,0；其中nn為15時可存取先進可程式化中斷控制器；nn係12-14以存取匯流排介面單元，藉以在處理器匯流排上執行8位元、16位元與32位元輸入/輸出循環。微處理器100並包含一匯流排介面單元(未圖示)，此匯流排介面單元耦接至記憶體子系統108與執行管線112，作為微處理器100與處理器匯流排之介面。在一實施例中，處理器匯流排符合一個Intel Pentium微處理器家族之微處理器匯流排的規格。ARM機器語言程式可夠透過新的實作定義之ARM協同處理器暫存器存取匯流排介面單元之功能以在處理器匯流排上產生輸入/輸出循環，即由輸入輸出匯流排傳送至輸入輸出空間之一特定位址，藉以與系統晶片組溝通。舉例來說，ARM機器語言程式可產生一SMI認可之特定循環或是關於C狀態轉換之輸入輸出循環。在一實施例中，輸入輸出位址係指定於ARM R0暫存器。在一實施例中，微處理器100具有電力管理能力，如習知的P-state與C-state管理。ARM機器語言程式可透過新的實作定義ARM協同處理器暫存器執行電力管理。在一實施例中，微處理器100包含一加密單元(未圖示)，此加密單元係位於執行管線112內。在一實施例中，此加密單元實質上類似於具有Padlock安全科技功能之VIA微處理器的加密單元。ARM機器語言程式能透過新的實作定義的ARM協同處理器暫存器取得加密單元的功能，如加密指令。在一實施例中，ARM協同處理器5係用於通常由使用者模式應用程式執行之使用者模式功能，例如那些使用加密單元之技術特徵所產生的功能。

在微處理器100執行x86 ISA與ARM ISA機器語言程式時，每一次微處理器100執行x86或是ARM ISA指令124，硬體指令轉譯器104就會執行硬體轉譯。反之，採用軟體轉譯之系統則能在多個事件中重複使用同一個轉譯，而非對之前已轉譯過的機器語言指令重複轉譯，因而有助於改善效能。此外，第8圖之實施例使用微指令快取以避免微處理器每一次執行x86或ARM ISA指令124時可能發生之重複轉譯動作。本發明之前述各個實施例所描述的方式係配合不同之程式特徵及其執行環境，因此確實有助於改善效能。

分支預測器114存取之前執行過的x86與ARM分支指令的歷史資料。分支預測器114依據之前的快取歷史資料，來分析由指令快取102所取得快取線是否存在x86與ARM分支指令以及其目標位址。在一實施例中，快取歷史資料包含分支指令124的記憶體位址、分支目標位址、一個方向指標、分支指令的種類、分支指令在快取線的起始位元組、以及一個顯示是否橫跨多個快取線的指標。在一實施例中，如2011年4月7日提出之美國第61/473,067號臨時申請案“APPARATUS AND METHOD FOR USING BRANCH PREDICTION TO EFFICIENTLY EXECUTE CONDITIONAL NON-BRANCH INSTRUCTIONS”，其提供改善分支預測器114之效能以使其能預測ARM ISA條件非分支指令方向的方法。在一實施例中，硬體指令轉譯器104並包含一靜態分支預測器，可依據執行碼、條件碼之類型、向後(backward)或向前(forward)等等資料，預測x86與ARM分支指令之方向與分支目標位址。

本發明亦思量多種不同的實施例以實現x86 ISA與ARM ISA定義之不同特徵的組合。舉例來說，在一實施例中，微處理器100實現ARM、Thumb、ThumbEE與Jazelle指令集狀態，但對Jazelle擴充指令集則是提供無意義的實現(trivial implementation)；微處理器100並實現下述擴充指令集，包含：Thumb-2、VFPv3-D32、進階單指令多重數據(Advanced SIMD(Neon))、多重處理、與VMSA；但不實現下述擴充指令集，包含：安全性擴充、快速內容切換擴充、ARM除錯(ARM程式可透過ARM MCR/MRC指令至新的實作定義協同處理器暫存器取得x86除錯功能)、效能偵測計數器(ARM程式可透過新的實作定義協同處理器暫存器取得x86效能計數器)。舉例來說，在一實施例中，微處理器100將ARM SETEND指令視為一無操作指令(NOP)並且只支援Little-endian資料格式。在另一實施例中，微處理器100並不實現x86 SSE 4.2的功能。

本發明考量多個實施例之微處理器100之改良，例如對台灣台北的威盛電子股份有限公司所生產之商用微處理器VIA Nano^TM進行改良。此Nano微處理器能夠執行x86 ISA機器語言程式，但無法執行ARM ISA機器語言程式。Nano微處理器包含高效能暫存器重命名(、超純量指令技術、非循序執行管線與一硬體轉譯器以將x86 ISA指令轉譯為微指令供執行管線執行。本發明對於Nano硬體指令轉譯器之改良，使其除了可轉譯x86機器語言指令外，還可將ARM ISA機器語言指令轉譯為微指令供執行管線執行。硬體指令轉譯器的改良包含簡單指令轉譯器的改良與複雜指令轉譯器的改良，亦包含微碼在內。此外，微指令集可加入新的微指令以支援ARM ISA機器語言指令與微指令間的轉譯，並可改善執行管線使能執行新的微指令。此外，Nano暫存器檔案與記憶體子系統亦可經改善使其能支援ARM ISA，亦包含特定暫存器之共享。分支預測單元可透過改善使其在x86分支預測外，亦能適用於ARM分支指令預測。此實施例的優點在於，因為在很大的程度上與ISA無關(largely ISA-agnostic)的限制，因而只需對於Nano微處理器的執行管線進行輕微的修改，即可適用於ARM ISA指令。對於執行管線的改良包含條件碼旗標之產生與使用方式、用以更新與回報指令指標暫存器的語意、存取特權保護方法、以及多種記憶體管理相關的功能，如存取違規檢測、分頁與轉譯後備緩衝區(TLB)的使用、與快取策略等。前述內容僅為例示，而非限定本案發明，其中部分特徵在後續內容會有進一步的說明。最後，如前述， x86 ISA與ARM ISA定義之部分特徵可能無法為前揭對Nano微處理器進行改良的實施例所支援，這些特徵如x86 SSE 4.2與ARM安全性擴充、快速內容切換擴充、除錯與效能計數器，其中部分特徵在後續內容會有更進一步的說明。此外，前揭透過對於Nano處理器的改良以支援ARM ISA機器語言程式，係為一整合使用設計、測試與製造資源以完成能夠執行x86與ARM機器語言程式之單積體電路產品的實施例，此單積體電路產品係涵蓋市場絕大多數既存的機器語言程式，而符合現今市場潮流。本文所述之微處理器100的實施例實質上可被配置為x86微處理器、ARM微處理器、或是可同時執行x86 ISA與ARM ISA機器語言程式微處理器。此微處理器可透過在單一微處理器100(或是第7圖之核心100)上之x86與ARM指令模式132間的動態切換以取得同時執行x86 ISA與ARM ISA機器語言程式的能力，亦可透過將多核心微處理100(對應於第7圖所示)之一個或多個核心配置為ARM核心而一或多個核心配置為x86核心，亦即透過在多核心100的每一個核心上進行x86與ARM指令間的動態切換，以取得同時執行x86 ISA與ARM ISA機器語言程式的能力。此外，傳統上，ARM ISA核心係被設計作為知識產權核心，而被各個第三者協力廠商納入其應用，如系統晶片與/或嵌入式應用。因此，ARM ISA並不具有一特定的標準處理器匯流排，作為ARM核心與系統之其他部分(如晶片組或其他周邊設備)間的介面。有利的是，Nano處理器已具有一高速x86型式處理器匯流排作為連接至記憶體與周邊設備的介面，以及一記憶體一致性結構可協同微處理器100在x86電腦系統環境下支援ARM ISA機器語言程式之執行。

請參照第2圖，圖中係以方塊圖詳細顯示第1圖之硬體指令轉譯器104。此硬體指令轉譯器104包含硬體，更具體來說，就是電晶體的集合。硬體指令轉譯器104包含一指令格式化程式202，由第1圖之指令快取102接收指令模式指標132以及x86 ISA與ARM ISA指令位元組124的區塊，並輸出格式化的x86 ISA與ARM ISA指令242；一簡單指令轉譯器(SIT)204接收指令模式指標132與環境模式指標136，並輸出實行微指令244與一微碼位址252；一複雜指令轉譯器(CIT)206(亦稱為一微碼單元)，接收微碼位址252與環境模式指標136，並提供實行微指令246；以及一多工器212，其一輸入端由簡單指令轉譯器204接收微指令244，另一輸入端由複雜指令轉譯器206接收微指令246，並提供實行微指令126至第1圖的執行管線112。指令格式化程式202在第3圖會有更詳細的說明。簡單指令轉譯器204包含一x86簡單指令轉譯器222與一ARM簡單指令轉譯器224。複雜指令轉譯器206包含一接收微碼位址252之微程式計數器232，一由微程式計數器232接收唯讀記憶體位址254之微碼唯讀記憶體234，一用以更新微程式計數器的微序列器236、一指令間接暫存器(instruction indirection register,IIR)235、以及一用以產生複雜指令轉譯器所輸出之實行微指令246的微轉譯器(microtranslator)237。由簡單指令轉譯器204所產生之實行微指令244與由複雜指令轉譯器206所產生之實行微指令246都屬於微處理器100之微架構的微指令集之微指令126，並且都可直接由執行管線112執行。

多工器212係受到一選擇輸入248所控制。一般的時候，多工器212會選擇來自簡單指令轉譯器204之微指令；然而，當簡單指令轉譯器204遭遇一複雜x86或ARM ISA指令242而將控制權移轉、或遭遇陷阱(traps)、以轉移至複雜指令轉譯器206時，簡單指令轉譯器204控制選擇輸入248讓多工器212選擇來自複雜指令轉譯器的微指令246。當暫存器配置表(RAT)402(請參照第4圖)遭遇到一個微指令126具有一特定位元指出其為實現複雜ISA指令242序列的最後一個微指令126時，暫存器配置表402隨即控制選擇輸入248使多工器212回復至選擇來自簡單指令轉譯器204之微指令244。此外，當重排緩衝器422(請參照第4圖)準備要使微指令126引退且該指令之狀態指出需要選擇來自複雜指令器的微指令時，重排緩衝器422控制選擇輸入248使多工器212選擇來自複雜指令轉譯器206的微指令246。前揭需引退微指令126的情形如：微指令126已經導致一例外條件產生。

簡單指令轉譯器204接收ISA指令242，並且在指令模式指標132指示為x86時，將這些指令視為x86 ISA指令進行解碼，而在指令模式指標132指示為ARM時，將這些指令視為ARM ISA指令進行解碼。簡單指令轉譯器204並確認此ISA指令242係為簡單或是複雜ISA指令。簡單指令轉譯器204能夠為簡單ISA指令242，輸出所有用以實現此ISA指令242之實行微指令126；也就是說，複雜指令轉譯器206並不提供任何實行微指令126給簡單ISA指令124。反之，複雜ISA指令124要求複雜指令轉譯器206提供至少部分(若非全部)的實行微指令126。在一實施例中，對ARM與x86 ISA指令集之指令124的子集合而言，簡單指令轉譯器204輸出部分實現x86/ARM ISA指令126的微指令244，隨後將控制權轉移至複雜指令轉譯器206，由複雜指令轉譯器206接續輸出剩下的微指令246來實現x86/ARM ISA指令126。多工器212係受到控制，首先提供來自簡單指令轉譯器204之實行微指令244作為提供至執行管線112的微指令126，隨後提供來自複雜指令轉譯器206之實行微指令246作為提供至執行管線112的微指令126。簡單指令轉譯器204知道由硬體指令轉譯器104執行，以針對多個不同複雜ISA指令124產生實行微指令126之多個微碼程序中之起始微碼唯讀記憶體234的位址，並且當簡單指令轉譯器204對一複雜ISA指令242進行解碼時，簡單指令轉譯器204會提供相對應的微碼程序位址252至複雜指令轉譯器206之微程式計數器232。簡單指令轉譯器204輸出實現ARM與x86 ISA指令集中相當大比例之指令124所需的微指令244，尤其是對於需要由x86 ISA與ARM ISA機器語言程式來說係較常執行之ISA指令124，而只有相對少數的指令124需要由複雜指令轉譯器206提供實行微指令246。依據一實施例，主要由複雜指令轉譯器206實現的x86指令如RDMSR/WRMSR、CPUID、複雜運算指令(如FSQRT與超越指令(transcendental instruction))、以及IRET指令；主要由複雜指令轉譯器206實現的ARM指令如MCR、MRC、MSR、MRS、SRS、與RFE指令。前揭列出的指令並非限定本案發明，僅例示指出本案複雜指令轉譯器206所能實現之ISA指令的種類。

當指令模式指標132指示為x86，x86簡單指令轉譯器222對於x86 ISA指令242進行解碼，並且將其轉譯為實行微指令244；當指令模式指標132指示為ARM，ARM簡單指令轉譯器224對於ARM ISA指令242進行解碼，並將其轉譯為實行微指令244。在一實施例中，簡單指令轉譯器204係一可由習知合成工具合成之布林邏輯閘方塊。在一實施例中，x86簡單指令轉譯器222與ARM簡單指令轉譯器224係獨立的布林邏輯閘方塊；不過，在另一實施例中，x86簡單指令轉譯器222與ARM簡單指令轉譯器224係位於同一個布林邏輯閘方塊。在一實施例中，簡單指令轉譯器204在單一時脈週期中轉譯最多三個ISA指令242並提供最多六個實行微指令244至執行管線112。在一實施例中，簡單指令轉譯器204包含三個次轉譯器(未圖示)，各個次轉譯器轉譯單一個格式化的ISA指令242，其中，第一個轉譯器能夠轉譯需要不多於三個實行微指令126之格式化ISA指令242；第二個轉譯器能夠轉譯需要不多於兩個實行微指令126之格式化ISA指令242；第三次轉譯器能後轉譯需要不多於一個實行微指令126之格式化ISA指令242。在一實施例中，簡單指令轉譯器204包含一硬體狀態機器使其能夠在多個時脈週期輸出多個微指令244以實現一個ISA指令242。

在一實施例中，簡單指令轉譯器204並依據指令模式指標132與/或環境模式指標136，執行多個不同的例外事件檢測。舉例來說，若是指令模式指標132指示為x86且x86簡單指令轉譯器222對一個就x86 ISA而言是無效的ISA指令124進行解碼，簡單指令轉譯器204隨即產生一個x86無效操作碼例外事件；相似地，若是指令模式指標132指示為ARM且ARM簡單指令轉譯器224對一個就ARM ISA而言是無效的ISA指令124進行解碼，簡單指令轉譯器204隨即產生一個ARM未定義指令例外事件。在另一實施例中，若是環境模式指標136指示為x86 ISA，簡單指令轉譯器204隨即檢測是否其所遭遇之每個x86 ISA指令242需要一特別特權級(particular privilege level)，若是，檢測當前特權級(CPL)是否滿足此x86 ISA指令242所需之特別特權級，並於不滿足時產生一例外事件；相似地，若是環境模式指標136指示為ARM ISA，簡單指令轉譯器204隨即檢測是否每個格式化ARM ISA指令242需要一特權模式指令，若是，檢測當前的模式是否為特權模式，並於現在模式為使用者模式時，產生一例外事件。複雜指令轉譯器206對於特定複雜ISA指令242亦執行類似的功能。

複雜指令轉譯器206輸出一系列實行微指令246至多工器212。微碼唯讀記憶體234儲存微碼程序之唯讀記憶體指令247。微碼唯讀記憶體234輸出唯讀記憶體指令247以回應由微碼唯讀記憶體234取得之下一個唯讀記憶體指令247的位址，並由微程式計數器232所持有。一般來說，微程式計數器232係由簡單指令轉譯器204接收其起始值252，以回應簡單指令轉譯器204對於一複雜ISA指令242的解碼動作。在其他情形，例如回應一重置或例外事件，微程式計數器232分別接收重置微碼程序位或適當之微碼例外事件處理位址。微程序器236通常依據唯讀記憶體指令247的大小，將微程式計數器232更新為微碼程序的序列以及選擇性地更新為執行管線112回應控制型微指令126(如分支指令)執行所產生的目標位址，以使指向微碼唯讀記憶體234內之非程序位址的分支生效。微碼唯讀記憶體234係製造於微處理器100之半導體晶片內。

除了用來實現簡單ISA指令124或部分複雜ISA指令124的微指令244外，簡單指令轉譯器204也產生ISA指令資訊255以寫入指令間接暫存器235。儲存於指令間接暫存器235的ISA指令資訊255包含關於被轉譯之ISA指令124的資訊，例如，確認由ISA指令所指定之來源與目的暫存器的資訊以及ISA指令124的格式，如ISA指令124係在記憶體之一運算元上或是在微處理器100之一架構暫存器106內執行。這樣可藉此使微碼程序能夠變為通用，亦即不需對於各個不同的來源與/或目的架構暫存器106使用不同的微碼程序。尤其是，簡單指令轉譯器204知道暫存器檔案106的內容，包含哪些暫存器是共享暫存器504，而能將x86 ISA與ARM ISA指令124內提供的暫存器資訊，透過ISA指令資訊255之使用，轉譯至暫存器檔案106內之適當的暫存器。ISA指令資訊255包含一移位欄、一立即欄、一常數欄、各個來源運算元與微指令126本身的重命名資訊、用以實現ISA指令124之一系列微指令126中指示第一個與最後一個微指令126的資訊、以及儲存由硬體指令轉譯器104對ISA指令124轉譯時所蒐集到的有用資訊的其他位元。

微轉譯器237係由微碼唯讀記憶體234與間接指令暫存器235的內容接收唯讀記憶體指令247，並相應地產生實行微指令246。微轉譯器237依據由間接指令暫存器235接收的資訊，如依據ISA指令124的格式以及由其所指定之來源與/或目的架構暫存器106組合，來將特定唯讀記憶體指令247轉譯為不同的微指令246系列。在一些實施例中，許多ISA指令資訊255係與唯讀記憶體指令247合併以產生實行微指令246。在一實施例中，各個唯讀記憶體指令247係大約有40位元寬，並且各個微指令246係大約有200位元寬。在一實施例中，微轉譯器237最多能夠由一個微讀記憶體指令247產生三個微指令246。微轉譯器237包含多個布林邏輯閘以產生實行微指令246。

使用微轉譯器237的優點在於，由於簡單指令轉譯器204本身就會產生ISA指令資訊255，微碼唯讀記憶體234不需要儲存間接指令暫存器235提供之ISA指令資訊255，因而可以降低減少其大小。此外，因為微碼唯讀記憶體234不需要為了各個不同的ISA指令格式、以及各個來源與/或目的架構暫存器106之組合，提供一獨立的程序，微碼唯讀記憶體234程序可包含較少的條件分支指令。舉例來說，若是複雜ISA指令124係記憶體格式，簡單指令轉譯器204會產生微指令244的邏輯編程，包含將源運算元由記憶體載入一暫時暫存器106之微指令244，並且微轉譯器237會產生微指令246將結果由暫時暫存器106儲存至記憶體。然而，若是複雜ISA指令124係暫存器格式(register form)，此邏輯編程會將源運算元由ISA指令124所特定的來源暫存器移動至暫時暫存器，並且微轉譯器237會產生微指令246用以將結果由暫時暫存器移動至由間接指令暫存器235所指定之架構目的暫存器106。在一實施例中，微轉譯器237之許多面向係類似於2010年4月23日提出之美國專利第12/766,244號申請案，在此係列為參考資料。不過，本案之微轉譯器237除了x86 ISA指令124外，亦經改良以轉譯ARM ISA指令124。

值得注意的是，微程式計數器232不同於ARM程式計數器116與x86指令指標118，亦即，微程式計數器232並不持有ISA指令124的位址，微程式計數器232所持有的位址亦不落於系統記憶體位址空間內。此外，更值得注意的是，微指令246係由硬體指令轉譯器104所產生，並且直接提供給執行管線112執行，而非作為執行管線112之執行結果128。

請參照第3圖，圖中係以方塊圖詳述第2圖之指令格式化器202。指令格式化器202由第1圖之指令快取102接收x86 ISA與ARM ISA指令位元組124區塊。憑藉x86 ISA指令長度可變之特性，x86指令124可以由指令位元組124區塊之任何位元組開始。由於x86 ISA容許首碼位元組的長度會受到當前位址長度與運算元長度預設值之影響，因此確認快取區塊內之x86 ISA指令的長度與位置之任務會更為複雜。此外，依據當前ARM指令集狀態322與ARM ISA指令124的操作碼，ARM ISA指令的長度不是2位元組就是4位元組，因而不是2位元組對齊就是4位元組對齊。因此，指令格式化器202由指令位元組124串(stream)擷取不同的x86 ISA與ARM ISA指令，此指令位元組124串係由指令快取102接收之區塊所構成。也就是說，指令格式化器202格式化x86 ISA與ARM ISA指令位元組串，因而大幅簡化第2圖之簡單指令轉譯器對ISA指令124進行解碼與轉譯的困難任務。

指令格式化器202包含一預解碼器302，在指令模式指標132指示為x86時，預解碼器302預先將指令位元組124視為x86指令位元組進行解碼以產生預解碼資訊，在指令模式指標132指示為ARM時，預解碼器302預先將指令位元組124視為ARM指令位元組進行解碼以產生預解碼資訊。指令位元組佇列(IBQ)304接收ISA指令位元組124區塊以及由預解碼器302產生之相關預解碼資訊。

一個由長度解碼器與漣波邏輯閘306構成的陣列接收指令位元組佇列304之底部項目(bottom entry)的內容，亦即ISA指令位元組124區塊與相關的預解碼資訊。此長度解碼器與漣波邏輯閘306亦接收指令模式指標132與ARM ISA指令集狀態322。在一實施例中，ARM ISA指令集狀態322包含ARM ISA CPSR暫存器之J與T位元。為了回應其輸入資訊，此長度解碼器與漣波邏輯閘306產生解碼資訊，此解碼資訊包含ISA指令位元組124區塊內之x86 與ARM指令的長度、x86首碼資訊、以及關於各個ISA指令位元組124的指標，此指標指出此位元組是否為ISA指令124之起始位元組、終止位元組、以及/或一有效位元組。一多工器佇列308接收ISA指令位元組126區塊、由預解碼器302產生之相關預解碼資訊、以及由長度解碼器與漣波邏輯閘306產生之相關解碼資訊。

控制邏輯(未圖示)檢驗多工器佇列(MQ)308底部項目的內容，並控制多工器312擷取不同的或格式化的ISA指令與相關的預解碼與解碼資訊，所擷取的資訊提供至一格式化指令佇列(FIQ)314。格式化指令佇列314在格式化ISA指令242與提供至第2圖之簡單指令轉譯器204之相關資訊間作為緩衝。在一實施例中，多工器312在每一個時脈週期內擷取至多三個格式化ISA指令與相關的資訊。

在一實施例中，指令格式化程式202在許多方面類似於2009年10月1日提出之美國專利第12/571,997號、第12/572,002號、第12/572,045號、第12/572,024號、第12/572,052號與第12/572,058號申請案共同揭露的XIBQ、指令格式化程式、與FIQ，這些申請案在此列為參考資料。然而，前述專利申請案所揭示的XIBQ、指令格式化程式、與FIQ透過修改，使其能在格式化x86 ISA指令124外，還能格式化ARM ISA指令124。長度解碼器306被修改，使能對ARM ISA指令124進行解碼以產生長度以及起點、終點與有效性的位元組指標。尤其，若是指令模式指標132指示為ARM ISA，長度解碼器306檢測當前ARM指令集狀態322與ARM ISA指令124的操作碼，以確認ARM指令124是一個2位元組長度或是4位元組長度的指令。在一實施例中，長度解碼器306包含多個獨立的長度解碼器分別用以產生x86 ISA指令124的長度資料以及ARM ISA指令124的長度資料，這些獨立的長度解碼器之輸出再以連線或(wire-ORed)耦接在一起，以提供輸出至漣波邏輯閘306。在一實施例中，此格式化指令佇列314包含獨立的佇列以持有格式化指令242之多個互相分離的部分。在一實施例中，指令格式化程式202在單一時脈週期內，提供簡單指令轉譯器204至多三個格式化ISA指令242。

請參照第4圖，圖中係以方塊圖詳細顯示第1圖之執行管線112，此執行管線112係耦接至硬體指令轉譯器104以直接接收來自第2圖之硬體指令轉譯器104的實行微指令。執行管線112包含一微指令佇列401，以接收微指令126；一暫存器配置表402，由微指令佇列401接收微指令；一指令調度器404，耦接至暫存器配置表402；多個保留站406，耦接至指令調度器404；一指令發送單元408，耦接至保留站406；一重排緩衝器422，耦接至暫存器配置表402、指令調度器404與保留站406；以及，執行單元424耦接至保留站406、指令發送單元408與重排緩衝器422。暫存器配置表402與執行單元424接收指令模式指標132。

在硬體指令轉譯器104產生實行微指令126的速率不同於執行管線112執行微指令126之情況下，微指令佇列401係作為一緩衝器。在一實施例中，微指令佇列401包含一個M至N可壓縮微指令佇列。此可壓縮微指令佇列使執行管線112能夠在一給定的時脈週期內，從硬體指令轉譯器104接收至多M個(在一實施例中，M是六)微指令126，並且隨後將接收到的微指令126儲存至寬度為N(在一實施例中，N是三)的佇列結構，以在每個時脈週期提供至多N個微指令126至暫存器配置表402，此暫存器配置表402能夠在每個時脈週期處理最多N個微指令126。微指令佇列401係可壓縮的，因它不論接收到微指令126之特定時脈週期為何，皆會依序將由硬體指令轉譯器104所傳送之微指令126時填滿佇列的空項目，因而不會在佇列項目中留下空洞。此方法的優點為能夠充分利用執行單元424(請參照第4圖)，因為它可比不可壓縮寬度M或寬度M的指令佇列提供較高的指令儲存效能。具體來說，不可壓縮寬度N的佇列會需要硬體指令轉譯器104，尤其是簡單指令轉譯器204，在之後的時脈週期內會重複轉譯一個或多個已經在之前的時脈週期內已經被轉譯過的ISA指令124。會這樣做的原因是，不可壓縮寬度N的佇列無法在同一個時脈週期接收多於N個微指令126，而重複轉譯將導致電力耗損。不過，不可壓縮寬度M的佇列雖然不需要簡單指令轉譯器204重複轉譯，但卻會在佇列項目中產生空洞而導致浪費，因而需要更多列項目以及一個較大且更耗能的佇列來提供相當的緩衝能力。

暫存器配置表402係由微指令佇列401接收微指令126並產生與微處理器100內進行中之微指令126的附屬資訊，暫存器配置表402並執行暫存器重命名動作增加微指令平行處理，以利於執行管線112之超純量、非循序執行能力。若是ISA指令124指示為x86，暫存器配置表402 會對應於微處理器100之x86 ISA暫存器106，產生附屬資訊且執行相對應的暫存器重命名動作；反之，若是ISA指令124指示為ARM，暫存器配置表402就會對應於微處理器100之ARM ISA暫存器106，產生附屬資訊且執行相對應的暫存器重命名動作；不過，如前述，部分暫存器106可能是由x86 ISA與ARM ISA所共享。暫存器配置表402亦在重排緩衝器422中依據程式順序配置一項目給各個微指令126，因此重排緩衝器422可使微指令126以及其相關的x86 ISA與ARM ISA指令124依據程式順序進行引退，即使微指令126的執行對應於其所欲實現之x86 ISA與ARM ISA指令124而言係以非循序的方式進行的。重排緩衝器422包含一環形佇列，此環形佇列之各個項目係用以儲存關於進行中之微指令126的資訊，此資訊除了其他事項，還包含微指令126執行狀態、一個確認微指令126係由x86或是ARM ISA指令124所轉譯的標籤、以及用以儲存微指令126之結果的儲存空間。

指令調度器404由暫存器配置表402接收暫存器重命名微指令126與附屬資訊，並依據指令的種類以及執行單元424之可利用性，將微指令126及其附屬資訊分派至關聯於適當的執行單元424之保留站406。此執行單元424將會執行微指令126。

對各個在保留站406中等待的微指令126而言，指令發布單元408測得相關執行單元424可被運用且其附屬資訊被滿足(如來源運算元可被運用)時，即發布微指令126至執行單元424供執行。如前述，指令發布單元408所發布的微指令126，可以非循序執行於程式次序外以及以超純量方式執行。

在一實施例中，執行單元424包含整數/分支單元412、媒體單元414、載入/儲存單元416、以及浮點單元418。執行單元424執行微指令126以產生結果128並提供至重排緩衝器422。雖然執行單元424並不大受到其所執行之微指令126係由x86或是ARM ISA指令124轉譯而來的影響，執行單元424仍會使用指令模式指標132與環境模式指標136以執行相對較小的微指令126子集。舉例來說，執行管線112管理旗標的產生，其管理會依據指令模式指標132指示為x86 ISA或是ARM ISA而有些微不同，並且，執行管線112係依據指令模式指標132指示為x86 ISA或是ARM ISA，對x86 EFLAGS暫存器或是程式狀態暫存器(PSR)內的ARM條件碼旗標進行更新。在另一實例中，執行管線112對指令模式指標132進行取樣以決定去更新x86指令指標(IP)118或ARM程式計數器(PC)116，還是更新共通的指令位址暫存器。此外，執行管線122亦藉此來決定使用x86或是ARM語意(semantics)執行前述動作。一旦微指令126變成微處理器100中最舊的已完成微指令126(亦即，在重排緩衝器422佇列的排頭且呈現已完成的狀態)且其他用以實現相關之ISA指令124的所有微指令126均已完成，重排緩衝器422就會引退ISA指令124並釋放與實行微指令126相關的項目。在一實施例中，微處理器100可在一時脈週期內引退至多三個ISA指令124。此處理方法的優點在於，執行管線112 係一高效能、通用執行引擎，其可執行支援x86 ISA與ARM ISA指令124之微處理器100微架構的微指令126。

請參照第5圖，圖中係以方塊圖詳述第1圖之暫存器檔案106。就一較佳實施例而言，暫存器檔案106為獨立的暫存器區塊實體。在一實施例中，通用暫存器係由一具有多個讀出埠與寫入埠之暫存器檔案實體來實現；其他暫存器可在實體上獨立於此通用暫存器檔案以及其他會存取這些暫存器但具有較少之讀取寫入埠的鄰近功能方塊。在一實施例中，部分非通用暫存器，尤其是那些不直接控制微處理器100之硬體而僅儲存微碼234會使用到之數值的暫存器(如部分x86 MSR或是ARM協同處理器暫存器)，則是在一個微碼234可存取之私有隨機存取記憶體(PRAM)內實現。不過，x86 ISA與ARM ISA程式者無法見到此私有隨機存取記憶體，亦即此記憶體並不在ISA系統記憶體位址空間內。

總括來說，如第5圖所示，暫存器檔案106在邏輯上係區分為三種，亦即ARM特定的暫存器502、x86特定的暫存器504、以及共享暫存器506。在一實施例中，共享暫存器506包含十五個32位元暫存器，由ARM ISA暫存器R0至R14以及x86 ISA EAX至R14D暫存器所共享，另外有十六個128位元暫存器由x86 ISA XMM0至XMM15暫存器以及ARM ISA進階單指令多重數據擴展(Neon)暫存器所共享，這些暫存器之部分係重疊於三十二個32位元ARM VFPv3浮點暫存器。如前文第1圖所述，通用暫存器之共享意指由x86 ISA指令124寫入一共享暫存器的數值，會被ARM ISA指令124在隨後讀取此共享暫存器時見到，反之亦然。此方式的優點在於，能夠使x86 ISA與ARM ISA程序透過暫存器互相溝通。此外，如前述，x86 ISA與ARM ISA之架構控制暫存器的特定位元亦可被引用為共享暫存器506。如前述，在一實施例中，x86特定模型暫存器可被ARM ISA指令124透過實作定義協處理器暫存器存取，因而是由x86 ISA與ARM ISA所共享。此共享暫存器506可包含非架構暫存器，例如條件旗標之非架構同等物，這些非架構暫存器同樣由暫存器配置表402重命名。硬體指令轉譯器104知道哪一個暫存器係由x86 ISA與ARM ISA所共享，因而會產生實行微指令126來存取正確的暫存器。

ARM特定的暫存器502包含ARM ISA所定義但未被包含於共享暫存器506之其他暫存器，而x86特定的暫存器502包含x86 ISA所定義但未被包含於共享暫存器506之其他暫存器。舉例來說，ARM特定的暫存器502包含ARM程式計數器116、CPSR、SCTRL、FPSCR、CPACR、協處理器暫存器、多種例外事件模式的備用(banked)通用暫存器與程序狀態保存暫存器(saved program status registers,SPSRs)等等。前文列出的ARM特定暫存器502並非為限定本案發明，僅為例示以說明本發明。另外，舉例來說，x86特定的暫存器504包含x86指令指標(EIP或IP)118、EFLAGS、R15D、64位元之R0至R15暫存器的上面32位元(亦即未落於共享暫存器506的部分)、區段暫存器(SS,CS,DS,ES,FS,GS)、x87 FPU暫存器、MMX暫存器、控制暫存器(如CR0-CR3、CR8)等。前文列出的x86特定暫存器504並非為限定本案發明，而僅為例示以說明本發明。

在一實施例中，微處理器100包含新的實作定義ARM協同處理器暫存器，在指令模式指標132指示為ARM ISA時，此實作定義協同處理器暫存器可被存取以執行x86 ISA相關的操作。這些操作包含但不限於：將微處理器100重置為一x86 ISA處理器(重置至x86指令)的能力；將微處理器100初始化為x86特定的狀態，將指令模式指標132切換至x86，並開始在一特定x86目標位址擷取x86指令124(啟動至x86指令)的能力；存取前述全域組態暫存器的能力；存取x86特定暫存器(如EFLAGS)的能力，此x86暫存器係指定在ARM R0暫存器中，存取電力管理(如P狀態與C狀態的轉換)，存取處理器匯流排功能(如輸入/輸出循環)、中斷控制器之存取、以及加密加速功能之存取。此外，在一實施例中，微處理器100包含新的x86非架構特定模型暫存器，在指令模式指標132指示為x86 ISA時，此非架構特定模型暫存器可被存取以執行ARM ISA相關的操作。這些操作包含但不限於：將微處理器100重置為一ARM ISA處理器(重置至ARM指令)的能力；將微處理器100初始化為ARM特定的狀態，將指令模式指標132切換至ARM，且開始在一特定ARM目標位址擷取ARM指令124(啟動至ARM指令)的能力；存取前述全域組態暫存器的能力；存取ARM特定暫存器(如CPSR)的能力，此ARM暫存器係指定在EAX暫存器內。

請參照第6A與6B圖，圖中顯示一流程說明第1圖之微處理器100的操作程序。此流程始於步驟602。

如步驟602所示，微處理器100係被重置。可向微處理器100之重置輸入端發出信號來進行此重置動作。此外，在一實施例中，此微處理器匯流排係一x86型式之處理器匯流排，此重置動作可由x86型式之INIT命令進行。回應此重置動作，微碼234的重置程序係被調用來執行。此重置微碼之動作包含：(1)將x86特定的狀態504初始化為x86 ISA所指定的預設數值；(2)將ARM特定的狀態502初始化為ARM ISA所指定的預設數值；(3)將微處理器100之非ISA特定的狀態初始化為微處理器100製造商所指定的預設數值；(4)將共享ISA狀態506，如GPRs，初始化為x86 ISA所指定的預設數值；以及(5)將指令模式指標132與環境模式指標136設定為指示x86 ISA。在另一實施例中，不同於前揭動作(4)與(5)，此重置微碼將共享ISA狀態506初始化為ARM ISA特定的預設數值，並將指令模式指標132與環境模式指標136設定為指示ARM ISA。在此實施例中，步驟638與642的動作不需要被執行，並且，在步驟614之前，此重置微碼會將共享ISA狀態506初始化為x86 ISA所指定的預設數值，並將指令模式指標132與環境模式指標136設定為指示x86 ISA。接下來進入步驟604。

在步驟604，重置微碼確認微處理器100係配置為一個x86處理器或是一個ARM處理器來進行開機。在一實施例中，如前述，預設ISA開機模式係硬式編碼於微碼，不過可透過熔斷組態熔絲的方式，或利用一微碼修補來修改。在一實施例中，此預設ISA開機模式作為一外部輸入提供至微處理器100，例如一外部輸入接腳。接下來進入步驟606。在步驟606中，若是預設ISA開機模式為x86，就會進入步驟614；反之，若是預設開機模式為ARM，就會進入步驟638。

在步驟614中，重置微碼使微處理器100開始由x86 ISA指定的重置向量位址擷取x86指令124。接下來進入步驟616。

在步驟616中，x86系統軟體(如BIOS)係配置微處理器100來使用如x86 ISA RDMSR與WRMSR指令124。接下來進入步驟618。

在步驟618中，x86系統軟體執行一重置至ARM的指令124。此重置至ARM的指令使微處理器100重置並以一ARM處理器的狀態離開重置程序。然而，因為x86特定狀態504以及非ISA特定組態狀態不會因為重置至ARM的指令126而改變，此方式有利於使x86系統韌體執行微處理器100之初步設定並使微處理器100隨後以ARM處理器的狀態重開機，而同時還能使x86系統軟體執行之微處理器100的非ARM組態配置維持完好。藉此，此方法能夠使用“小型的”微開機碼來執行ARM作業系統的開機程序，而不需要使用微開機碼來解決如何配置微處理器100之複雜問題。在一實施例中，此重置至ARM指令係一x86 WRMSR指令至一新的非架構特定模型暫存器。接下來進入步驟622。

在步驟622，簡單指令轉譯器204進入陷阱至重置微碼，以回應複雜重置至ARM(complex reset-to-ARM)指令124。此重置微碼使ARM特定狀態502初始化至由ARM ISA指定的預設數值。不過，重置微碼並不修改微處理器100之非ISA特定狀態，因而有利於保存步驟616執行所需的組態設定。此外，重置微碼使共享ISA狀態506初始化至ARM ISA指定的預設數值。最後，重置微碼設定指令模式指標132與環境模式指標136以指示ARM ISA。接下來進入步驟624。

在步驟624中，重置微碼使微處理器100開始在x86 ISA EDX：EAX暫存器指定的位址擷取ARM指令124。此流程結束於步驟624。

在步驟638中，重置微碼將共享ISA狀態506，如GPRs，初始化至ARM ISA指定的預設數值。接下來進入步驟642。

在步驟642中，重置微碼設定指令模式指標132與環境模式指標136以指示ARM ISA。接下來進入步驟644。

在步驟644中，重置微碼使微處理器100開始在ARM ISA指定的重置向量位址擷取ARM指令124。此ARM ISA定義兩個重置向量位址，並可由一輸入來選擇。在一實施例中，微處理器100包含一外部輸入，以在兩個ARM ISA定義的重置向量位址間進行選擇。在另一實施例中，微碼234包含在兩個ARM ISA定義的重置向量位址間之一預設選擇，此預設選則可透過熔斷熔絲以及/或是微碼修補丁來修改。接下來進入步驟646。

在步驟646中，ARM系統軟體設定微處理器100來使用特定指令，如ARM ISA MCR與MRC指令124。接下來進入步驟648。

在步驟648中，ARM系統軟體執行一重置至x86的指令124，來使微處理器100重置並以一x86處理器的狀態離開重置程序。然而，因為ARM特定狀態502以及非ISA特定組態狀態不會因為重置至x86的指令126而改變，此方式有利於使ARM系統韌體執行微處理器100之初步設定並使微處理器100隨後以x86處理器的狀態重開機，而同時還能使由ARM系統軟體執行之微處理器100的非x86組態配置維持完好。藉此，此方法能夠使用“小型的”微開機碼來執行x86作業系統的開機程序，而不需要使用微開機碼來解決如何配置微處理器100之複雜問題。在一實施例中，此重置至x86指令係一ARM MRC/MRCC指令至一新的實作定義協同處理器暫存器。接下來進入步驟652。

在步驟652中，簡單指令轉譯器204進入陷阱至重置微碼，以回應複雜重置至x86指令124。重置微碼使x86特定狀態504初始化至x86 ISA所指定的預設數值。不過，重置微碼並不修改微處理器100之非ISA特定狀態，此處理有利於保存步驟646所執行的組態設定。此外，重置微碼使共享ISA狀態506初始化至x86 ISA所指定的預設數值。最後，重置微碼設定指令模式指標132與環境模式指標136以指示x86 ISA。接下來進入步驟654。

在步驟654中，重置微碼使微處理器100開始在ARM ISA R1：R0暫存器所指定的位址擷取ARM指令124。此流程終止於步驟654。

請參照第7圖，圖中係以一方塊圖說明本發明之一雙核心微處理器700。此雙核心微處理器700包含兩個處理核心100，各個核心100包含有第1圖之微處理器100所具有的元件，藉此，各個核心均可執行x86 ISA與ARM ISA機器語言程式。這些核心100可被設定為兩個核心100都執行x86 ISA程式、兩個核心100都執行ARM ISA程式、或是一個核心100執行x86 ISA程式而另一個核心100則是執行ARM ISA程式。在微處理器700的操作過程中，前述三種設定方式可混合且動態改變。如第6A圖及第6B圖之說明內容所述，各個核心100對於其指令模式指標132與環境模式指標136均具有一預設數值，此預設數值可利用熔絲或微碼修補做修改，藉此，各個核心100可以獨立地透過重置改變為x86或是ARM處理器。雖然第7圖的實施例僅具有二個核心100，在其他實施例中，微處理器700可具有多於二個核心100，而各個核心均可執行x86 ISA與ARM ISA機器語言程式。

請參照第8圖，圖中係以一方塊圖說明本發明另一實施例之可執行x86 ISA與ARM ISA機器語言程式的微處理器100。第8圖之微處理器100係類似於第1圖之微處理器100，其中的元件亦相似。然而，第8圖之微處理器100亦包含一微指令快取892，此微指令快取892存取由硬體指令轉譯器104產生且直接提供給執行管線112之微指令126。微指令快取892係由指令擷取單元114所產生之擷取位址做索引。若是擷取位址134命中微指令快取892，執行管線112內之多工器(未圖示)就選擇來自微指令快取892之微指令126，而非來自硬體指令轉譯器104之微指令126；反之，多工器則是選擇直接由硬體指令轉譯器104提供之微指令126。微指令快取的操作，通常亦稱為追蹤快取，係微處理器設計之技術領域所習知的技術。微指令快取892所帶來的優點在於，由微指令快取892擷取微指令126所需的時間通常會少於由指令快取102擷取指令124並且利用硬體指令轉譯器將其轉譯為微指令126的時間。在第8圖之實施例中，微處理器100在執行x86或是ARM ISA機器語言程式時，硬體指令轉譯器104不需要在每次執行x86或ARM ISA指令124時都執行硬體轉譯，亦即當實行微指令126已經存在於微指令快取892，就不需要執行硬體轉譯。

在此所述之微處理器的實施例之優點在於，其透過內建之硬體指令轉譯器來將x86 ISA與ARM ISA指令轉譯為微指令集之微指令，而能執行x86 ISA與ARM ISA機器語言程式，此微指令集不同於x86 ISA與ARM ISA指令集，且微指令可利用微處理器之共用的執行管線來執行以提供實行微指令。在此所述之微處理器的實施例之優點在於，透過協同利用大量與ISA之執行管線來執行由x86 ISA與ARM ISA指令硬體轉譯來的微指令，微處理器的設計與製造所需的資源會少於兩個獨立設計製造之微處理器(亦即一個能夠執行x86 ISA機器語言程式，一個能夠執行ARM ISA機器語言程式)所需的資源。此外，這些微處理器的實施例中，尤其是那些使用超純量非循序執行管線的微處理器，具有潛力能提供相較於既有ARM ISA處理器更高的效能。此外，這些微處理器的實施例，相較於採用軟體轉譯器之系統，亦在x86與ARM的執行上可更具潛力地提供更高的效能。最後，由於微處理器可執行x86 ISA與ARM ISA機器語言程式，此微處理器有利於建構一個能夠高效地同時執行x86與ARM機器語言程式的系統。

備份暫存器模擬

該ARM ISA包含一備份暫存器之特徵，如表三所示，該表係摘錄自ARM使用者手冊(ARM programmer’s manual)中第B1-9頁之圖B1-1。在第B1章節裡描述了一ARM ISA核心之系統層級程式開發者模型，其包含詳細的ARM核心暫存器與備份暫存器之布局(scheme)。如ARM程式開發者手冊第B1.3.2章節所述：如第A2-11頁ARM核心暫存器所述之該ARM暫存器檔案之應用層級架構。此一架構提供了16個ARM核心暫存器，即R0-R15，其包含了堆疊指標器(Stack Pointer,SP)、連結暫存器(Link Register,LR)以及程式記數器(Program Counter,PC)。該些暫存器係選自總數31或33個之暫存器，其係依據是否實現安全性擴充而定。如第B1-1圖所示，現行之執行模式決定暫存器之組別選擇，其顯示暫存器的設置係依據現行執行模式之選擇，而重製某些暫存器之內容。此一設置稱之為暫存器備份，而該重製部分之暫存器係稱為備份暫存器。

因此如表三所示，一個ARM ISA之核心可能執行八種不同執行模式之一。執行模式也可稱為處理模式或操作方法。應用層級程式係執行於使用者模式，且不能存取受保護之系統資源，而且除非有例外事件發生外否則不能切換執行模式。相比之下，其他七個模式則統稱為特權模式，其具有存取系統資源，並可隨意更改核心之處理模式。特權模式中之六者被稱為例外事件模式，其係在有例外事件時進入該些模式，而特權模式之第七種亦即系統模式，進入此一模式並非因為例外事件之發生，其通常係因為一指令之執行而進入。

從前述表三中可知，ARM ISA包含了16種通用核心暫存器R0-R15，用以供應用層級程式在使用者模式中執行。R13-R15暫存器各具有專屬用途：R13為堆疊暫存器(SP)；R14為連結暫存器(LR)；以及R15為程式記數器(PC)。這16個相同的通用暫存器樣可系統模式中被作業系統所取用。

在六個例外事件模式中，如表三所示，每一模式都有相關於SP與LR暫存器之備份版本，以避免在使用時遭遇例外事件而導致SP與LR暫存器之損毀。也就是說，當遭遇例外事件時，核心係存取相關於例外事件模式之SP與LR暫存器，而非使用者模式下之SP與LR暫存器(或是另一例外事件模式下之SP與LR暫存器)。更具體地說，當遭遇例外事件，核心儲存一特定於例外事件之例外事件回傳位址於LR暫存器中，其中該LR暫存器係相關於所遭遇例外事件之例外事件模式(如LR_abt)，而非儲存該回傳位址於使用者模式下之LR暫存器(LR_usr)。此外，當例外事件管理程序之指令存取SP或LR暫存器時，核心係存取相關於例外事件之SP或LR暫存器之備份版本(除非該指令另有明確指定)，而非使用者模式之SP與LR暫存器(或是另一例外事件模式下之SP與LR暫存器)。舉例而言，在一管理者模式下執行之包含連結指令之Branch，會將次一指令之位址放置於LR_svc暫存器，而非LR_ust暫存器。在另一例子中，在IRQ模式下執行之一Push或Pop指令將會使用SP_irq暫存器而非SP_usr暫存器，以記憶體中存取相關於該IRQ例外事件模式之一堆疊，而非存取使用者模式之堆疊(假設該SP_irq暫存器已依據作業系統之初始化，而得以存取不同之記憶體堆疊而非使用者模式堆疊)。

此外，FIQ模式具有R8-R12暫存器之備份版本，其係可使FIQ中斷管理程序避免必須自記憶體中保存與回復R8-R12暫存器，因此FIQ中斷管理程序的執行速度會比其他例外事件處理程序來的快。當FIQ例外事件處理程序之指令存取R8-R12暫存器時，該核心存取R8-R12之FIQ備份版本(如標註於表三之R8_fiq至R12_fiq)(除非該指令另由明確指定)，而非使用者模式之R8-R12暫存器。舉例而言，執行於FIQ模式下之存取R10暫存器之Add指令，其係存取R10_fiq暫存器而非R10_user暫存器。因此，實行安全性擴充的ISA ARM核心，將從一組共33個暫存器選出相關監視模式備份暫存器，包含：16種使用者模式暫存器、相關於各六種例外事件模式之SP與LR之暫存器備份版本，以及相關於FIQ模式之R8-R12之備份版本；相反的，未實行安全性擴充的ARM ISA核心將從一組共31個暫存器中選出相關監視模式備份暫存器，也就是說並不包含LR_mon與SP_mon暫存器。

最後，指定於現行程式狀態處理器(Current program status register,CPSR)之ARM ISA包含條件碼旗標，執行狀態位元、例外事件遮罩位元、以及定義現行處理模式之位元。CPSR應用層級程式之模式被稱為應用程式狀態暫存器(Application Program Status Register,APSR)，並且僅提供存取條件碼旗標。每一例外事件具有其自身之CPSR備份版本，如前述表三所示。當遭遇例外事件時，該CPSR數值之副本將寫入相關於該所進入例外事件之SPSR中。如此可令該例外事件管理程序自該例外事件中回復時，復原該CPSR至遭遇例外事件前之數值，以便檢視例外事件發生時該CPSR之數值。

第9圖為一傳統之實施例，其ARM ISA通用暫存器係實施為如同硬體暫存器906，硬體暫存器906係位於包含該ARM ISA例外事件模式備份暫存器之硬體暫存器檔案902中(電腦於圖中未示)。如第9圖所示，暫存器檔案902包含硬體多工邏輯閘908，係依據現行處理模式914，以選擇R8至R12暫存器之合適版本以及R13與R14暫存器之合適版本。額外之硬體多工邏輯閘904係基於指令所指定之暫存器位址912，以選擇指定於執行指令之暫存器。(一般的暫存器檔案係實施為如同多埠暫存器檔案，其包含二載入埠與一寫入埠，是以一指令可指定二來源運算元以及一目的運算元，因此該硬體多工邏輯閘908與904可重複設置三次，各對應於一埠)一實施例可合併操作模式硬體多工邏輯閘908與暫存器位址硬體多工邏輯閘904；然而，這樣的作法在處理模式914中需要額外之複雜度、電晶體、與電源組件，方能進行暫存器之選擇。

典型地，處理器在一所提供之處理模式下執行許多指令(有時達到上千種)，而當一例外事件模式發生或者是執行模式切換指令以切換至新處理模式時，接著許多指令執行於一新處理模式，而後又發生新的模式切換等等。幾乎(即使不是全部)所有被執行之指令存取包含備份版本之 R8-R14之通用暫存器902。依據該傳統實施例，每一存取至該通用暫存器檔案係通過如第9圖所示之硬體多工邏輯閘908，以選擇合適之備份暫存器(R8-R14暫存器)，其增加每一存取連接至供應暫存檔案902之延遲。此一現象同樣發生於相對不那麼頻繁的處理模式切換上，以及相較於使用者模式暫存器之存取不那麼頻繁之備份暫存器之存取上。或者說，即使該選擇輸入914至該硬體多工邏輯閘908之更新較不頻繁，每一指令之執行而存取該暫存器檔案902之操作亦將導致硬體多工處理器908之延遲。基本上，存取暫存器檔案902對處理器而言係一關鍵之硬體時序路程，其可能需要降低核心時脈，抑或將存取比例較高的部分被切割為較低頻率分格窗口(bin)。因此，需要一種可避免硬體多工邏輯閘908延遲之解決方案。

在本實施例所提供之微處理器，其提供改良ARM ISA通用暫存器檔案(其餘部分均相同)，由於本微處理器簡化在硬體多工邏輯閘中，並基於處理模式輸入以不同的方式選擇合適暫存器，故相較傳統之通用暫存檔案有更佳之存取性能。替代的，本實施例所描述的R8-R14之備份版本係模擬的，而非實際存在於暫存器檔案(此暫存器檔案會直接提供運算元給微處理器之執行單元)，故而只有一個單獨之實體暫存器R8-R14存在於暫存器檔案中。更具體的說，該微處理器包含間接儲存器以放置該模擬檔案。在另一實施例中，該間接儲存器係一私有隨機存取記憶體，其包含於該微處理器之記憶體子系統中。為了因應處理模式之切換，硬體暫存器R13-R14之數值(或是R8-R14，若切換至 FIQ模式)係先儲存於間接儲存器中之相關於該舊處理模式之位置，且硬體暫存器R13-R14(或是R8-R14，若切換至FIQ模式)接著在新處理模式中自間接儲存器中之相關位置而回復。此外，在切換至FIQ模式之情況下，R8-R12之內容係儲存至全域間接儲存器，而在從FIQ模式做切換之情況下，其內容係由全域間接儲存器中回復。應注意的是，該儲存與回復之操作係利用該微處理器之微碼進行。因此，隨後之執行單元係自直接暫存器檔案(direct register file)中之R8-R14單一副本，存取相關於新處理模式之數值。是以，從概念上來說，本實施例之優點在於，相對較不頻繁的處裡模式切換係透過一個虛擬多工器執行，而非頻繁透過一實體多工器執行每一暫存器之存取。本實施例之另一優點在於，由於處理模式的切換相對來說較不頻繁，因此用相關於模式切換所造成額外的延遲做代價以獲得其他益處，譬如在缺乏相關硬體多工邏輯閘且基於處理模式輸入的自多個暫存器中選擇之情況下，能更快的暫存器檔案存取等等。

請參閱第10圖，第10圖係本發明之系統方塊圖，詳細顯示第1圖之微處理器。如先前所述，在實施例中微處理器100之微架構在許多方面係類似於由威盛電子所製造之VIA Nano^TM處理器，但其已修改為支援ARM ISA，更具體的說，可模擬ARM ISA之備份暫存器模式。

微處理器100包含：如第1圖之暫存器檔案106，在第10圖中係標示為直接儲存器106；多工器1014、1016與1018係耦接於直接儲存器106，以接收直接儲存器106 之輸出；多工器1004、1006與1008係耦接於多工器1014、1016與1018以接收多工器1014、1016與1018之輸出；載入單元416、儲存單元416，以及如第4圖之整數/分支單元、媒體單元與浮點單元412/414/418(在第10圖中稱為ALU單元412/414/418)，係分別耦接於多工器1004、1006與1008，以接收多工器1004、1006與1008之輸出；第4圖之重排緩衝器(ROB)422係耦接於載入單元416、儲存單元416以及ALU單元412/414/418，以接收載入單元416、儲存單元416以及ALU單元412/414/418之結果128；以及間接儲存器1002，間接儲存器1002係耦接於重排緩衝器422與多工器1008，用以自重排緩衝器422接收微指令126之結果128，以及將其輸出作為一輸入傳至多工器1008。

重排緩衝器422保留微指令126之結果128於其之重新命名暫存器(rename registers)，直到結果128引退至架構暫存器。每一多工器1014/1016/1018基於相關於微指令126所指定之暫存器位址，以自直接儲存器106中選擇一運算元。每一多工器1004/1006/1008基於指定於微指令126之運算元類型，以自其輸入來源中選擇一運算元。雖然在各執行單元中僅顯示一組運算元多工器對，1014對應1004、1016對1006與1018對1008，需了解的是，一多工器對存在於每一來源運算元與每一執行單元之間。此外，除了分別與多工器1014/1016/1018之輸出耦接之外，多工器1004、1006、1008還耦接每一執行單元以自各執行單元接收結果128，以及儲存於重排緩衝器422中的結果128。此外，載入單元416亦自多工器1008接收間接儲存器1002之輸出。本發明之優點在於，當處理模式切換時，為了模擬ARM ISA備份暫存器，微處理器100可利用微碼234在直接儲存器106或間接儲存器1002間儲存或回復數值，下面將會對其工作方式作進一步描述。

如第10圖所示，直接儲存器106包含複數暫存器以儲存資料或運算元，以供ARM R0-R14通用暫存器之運用。雖然駐留在實體暫存器檔案的通用暫存器與CPSR(以及自PC)不同，但直接儲存器106仍包含一用以儲存CPSR之暫存器。在一實施例中，一硬體暫存器檔案包含直接儲存器106。

間接儲存器1002包含R13、R14與SPSR儲存器，其係關連於每一ARM ISA之處理模式，亦即使用者(User)、管理者(SVC)、終止(ABT)、未定義(UND)、IRQ以及FIQ處理模式。此外，間接儲存器1002包含關連於FIQ處理模式之R8-R12儲存器。最後，除了FIQ模式之外，間接儲存器1002包含關連於全域(GLOBAL)之全部處理模式。這些包含在間接儲存器1002中不同儲存器位址之運用將描述於後。

在一實施例中，間接儲存器1002包含屬於記憶體子系統108之一私有隨機存取記憶體(PRAM)，如先前所述，該PRAM係利用如第2圖之微碼234加以定址，但此一操作對於x86 ISA與ARM ISA程式員係不可見的，也就是說並不存在於ISA系統記憶體位址空間。在2010年2月11日所發佈的美國專利第7,827,390中所描述之PRAM實施例中，在此將其列入參考。特別是，間接儲存器1002僅可利用載入單元416來加以載入，以及僅可利用儲存單元416來加以儲存。更具體的說，間接儲存器1002僅可由載入單元416所執行之間接儲存器1002之載入微指令126(在此其對應於load_PRAM微指令)、以及由儲存單元416所執行之間接儲存器1002之儲存微指令126(在此其對應於store_PRAM微指令)予以定址。故此，其他的執行單元412/414/418不可載入或寫入間接儲存器1002。該load_PRAM微指令指示載入單元416自間接儲存器1002中之一指定位址載入資料至暫存器檔案106之一特定暫存器，該特定暫存器可為如第10圖所示之一架構暫存器或是可由微碼234存取之一非架構暫存器(也可稱為一臨時暫存器)。相反的，該store_PRAM微指令指令儲存單元416自暫存器檔案106中之一特定暫存器，儲存資料至間接儲存器1002中之一指定位址中。

請參閱至第11A及11B圖，第11A及11B圖係顯示在本發明第10圖微處理器100之操作流程圖，該流程係始於步驟1102。

如步驟1102，硬體指令轉譯器104偵測一自現行處理模式切換至新處理模式之要求，並回應地將進入陷阱而前往如第2圖微碼234中之適當的程式，其係設定用以管理處理模式切換之要求。指令轉譯器104可透過不同的方式以偵測切換處理模式要求，但不設限於以下所述之方法。首先，指令轉譯器104可能遭遇一明確要求切換處理模式的ISA指令124，例如一ARM ISA切換處理狀態指令 (CPS)、管理者呼叫(SVC)指令、安全監視呼叫(SMC)指令或者是移動至特殊暫存器(MSR)。其次，指令轉譯器104可能遭遇一隱含處理模式切換要求之ISA指令124，如一ARM ISA自例外事件返回(RFE)指令、載入多重(自例外事件返回)、SUBS PC、LR或斷點(BKPT)指令。第三，指令轉譯器104可能遭遇一由未定義指令例外事件(Undefined instruction exception)所導致之未定義ISA指令124。第四，指令轉譯器104可能接收到另一單元之微處理器100所發出一遭遇例外事件之信號。舉例而言，指令轉譯器104可能自微處理器100之記憶體子系統(未顯示)中收到一信號，該信號表示有一指令要求一不在存取權限中之存取動作，譬如當微處理器並非處於一特權模式卻請求存取一僅供特權存取之記憶體區塊時，則建立一資料終止例外事件條件(Data Abort exception condition)；或者是當一指令被提取(fetched)以及要求執行一無效指令時，指令轉譯器104可能接收到一發生記憶體終止之指示，並建立一預先提取之終止例外事件條件(Prefetch Abort exception condition)；或者是指令轉譯器104可能自微處理器100之匯流排介面單元接受到一訊號，該訊號指示要求一中斷操作(IRQ或FIQ)。第五，該指令轉譯器104可能遭遇一用以存取如先前所述之全域組態暫存器122之x86 RDMSR/WRMSR指令124，或者x86 launch-ARM，或者如先前所述之reset-to-ARM指令124。微碼234基於特定模式轉換之種類執行多個動作，譬如準備更新中斷遮罩位元、條件旗標或是在CPSR中的其他位元。此外，在步驟 1114更新直接儲存器106 CPSR之前，微碼234可儲存現行之直接儲存器106 CPSR數值至SPSR在間接暫存器1002中關連於新處理模式的位置。更進一步的說，ARM SIT 224可在進入陷阱至微碼234前執行其他動作。舉例來說在ARM ISA LDM(自例外事件回復)指令124之情況下，ARM SIT 224可發送載入微指令126以要求自記憶體內載入特定之暫存器，接下來進入步驟1104。

在步驟1104中，微碼234判斷在步驟1102中所要求之新處理模式是否與現行處理模式相同，假如相同則流程結束；若不相同則進入步驟1106。

在步驟1106，微碼234將直接儲存器106之暫存器R13與R14的數值儲存在間接儲存器1002中相關於現行處理模式所對應之位置。舉例而言，假若該現行處理模式係管理者模式，微碼234將直接儲存器106之R13/R14之數值儲存至間接儲存器1002之SVC部分中R13/R14之位置，如第12圖之箭頭(1)所示。而在另一例子中，假若現行處理模式係FIQ模式，微碼234將直接儲存器106之R13/R14數值儲存至間接儲存器1002之FIQ部分之R13/R14之位置，如第12圖之箭頭(5)所示。有利的是，該微碼可包含一store_PRAM微指令126之序列，以自直接儲存器106中儲存數值至間接儲存器1002。接著進入步驟1108。

在步驟1108，微碼234判斷現行處理模式是否為FIQ處理模式，若是則進入步驟1112；若否則進入步驟1114。

在步驟1112，微碼234將直接儲存器106之暫存器 R8-R12之數值，儲存至間接儲存器1002中之關連於FIQ模式所對應之位置，如第12圖之箭頭(6)所示。此外，微碼234將間接儲存器1002中相關於全域的非FIQ模式之數值回復至直接儲存器106之暫存器R8-R12中，如第12圖之箭頭(7)所示。有利的是，執行回復之微碼可包含一load_PRAM微指令126之序列，以自間接儲存器1002中載入數值至直接儲存器106。接著進入步驟1114。

在步驟1114中，微碼234將步驟1102中所要求之新處理模式來更新CPSR 106之模式(Mode)位元。CPSR106之寫入更包含對CPSR 106在模式位元旁的其他位元之更新。接著進入步驟1116。

在步驟1116中，微碼234將間接儲存器1002中關連於新處理模式之相對應位置的數值，回復至直接儲存器106之R13與R14暫存器中。舉例而言，若新處理模式係為FIQ模式，微碼234將間接儲存器1002之FIQ部分的R13/R14位置之數值回復至直接儲存器106之R13/R14，如第12圖之箭頭(2)所示。舉例而言，假若新處理模式係UND模式，微碼234將間接儲存器之UND部分的R13/R14位置之數值回復至直接儲存器106之R13/R14，如第12圖之箭頭(8)所示。接著進入步驟1118。

在步驟1118，微碼234判斷該新處理模式是否為FIQ模式，若是則進入步驟1122；若否則進入步驟1124。

在步驟1122，微碼234將直接儲存器106之R8-R12暫存器之數值，儲存至間接儲存器1002中關連於全域的非FIQ模式所對應之位置，如第12圖之箭頭(3)所示。此外，微碼234自間接儲存器1002中關連於FIQ模式之相對應位置數值，回復至直接儲存器106之R8-R12暫存器，如第12圖之箭頭(4)所示，接著進入步驟1124。

在步驟1124中，微碼234執行更多基於特定模式切換類型之動作，舉例來說，若在一例外事件發生後，微碼234將一更新過之數值填入直接儲存器106之R14暫存器(也就是LR暫存器)中，其中該更新過之數值係依據ARM手冊中第B1-34與第B1-35頁中之表B1-4，隨後再跳躍至典型之例外事件管理程序，亦即將控制權還給ARM ISA程式。流程結束於步驟1124。

可從第12圖中觀察到，即使執行一自第一處理模式(譬如SVC)至FIQ模式之切換，接著在沒有立即回復至該第一處理模式即切換至第三處理模式(譬如UND)之情況下，使用該全域間接儲存器1002之位置的優點在於仍可使微處理器100在直接儲存器106之R8-R12暫存器中保持正確的數值，從而模擬ARM ISA備份暫存器。

從前述內容可知，一種用以將ARM ISA備份暫存器之模擬的構思藍圖如下所述。當微處理器100切換至一個新處理模式時，微處理器100將正確之數值存放至直接儲存器106中，其為習知ARM處理器中新處理模式之備份暫存器。舉例而言，在切換至FIQ模式後，直接儲存器106的R0-R14暫存器具有在習知ARM處理器的R0_usr-R7_usr以及R8_fiq-R14_fiq之內容。因此，FIQ處理模式之運算元可直接由直接儲存器106中供給ALU單元412/414/418，以使在FIQ模式下之微處理器100(亦即FIQ 例外事件管理程序指令)可執行轉譯自ARM ISA資料處理指令124之微指令126，。在另一個例子中，在切換至UND模式後，直接儲存器106的R0-R14暫存器將具有習知ARM處理器的R0_usr-R12_usr以及R13_und-R14_und之內容，因此，UND處理模式之運算元可直接由直接儲存器106中供給ALU單元412/414/418，以使在UND模式下之微處理器100可執行轉譯自ARM ISA資料處理指令124之微指令126。為了達成此一功效，該微碼將直接儲存器中合適的現有數值儲存至間接儲存器1002中所規劃之位置(以便在隨後之模式切換時可將其回復)，並且自間接儲存器1002中其他規劃之位置中回復先前所儲存之數值至直接儲存器106。一般而言，可透過儲存直接儲存器106的R13與R14中現行或是舊的數值至間接儲存器1002中舊的處理模式之位置，並且自間接儲存器1002中新處理模式之位置回復至直接儲存器106的R13與R14。然而，在切換至FIQ模式或是自FIQ模式中切換出來時，有著更多處理要求。當自模式X切換至FIQ模式並隨後自FIQ模式切換至模式Y時，直接儲存器106之R8-R12暫存器中的數值必須與在模式Y中時相同，雖然他們均切換自模式X，且模式X可能與模式Y有著不同數值。因此在此一情況下，間接儲存器1002中之全域位置係有利於自直接儲存器106的R8-R16暫存器中儲存與回復數值。

從前述內容更可得知，在此所描述的模擬備份暫存器可能在切換處理模式時，由於係利用微碼將數值在直接儲存器106與間接儲存器1002間儲存與回復，相較傳統的設計方式將導致些微的額外負荷。然而，此潛在額外負擔所產生之潛在優勢，可使直接儲存器106相較傳統設計有著更快的存取。這係因為在此所述的實施例中，可避免在傳統設計中由於硬體多工器必須考慮處理模式對於相對較不頻繁備份暫存器的使用，所導致之額外傳送延遲。由於硬體多工器係典型的位於重要的時序路程中，使得硬體多工器加速運行將有利於時脈之提昇，因此這係十分重要的。此外，在直接儲存器106中之暫存器數量將少於傳統設計，其可減少存取直接儲存器106的時間。此外，實施例中之另一優點為，其僅需對現存之微架構進行相對些微之修改即可支援ARM ISA備份暫存器。更進一步的，實施例之另一優點在於，其係可減輕RAT106中之相依檢查器(dependency checker)在區分處理模式間之不同時的負擔。另一優點在於，其亦可減少暫存器更名表之大小，或者是避免在部分處理模式切換中要求序列化(如更新管線，即RAT與ROB)。最後，實施例之另一優點在於，因為切換係利用微碼實施而非硬體上之切換，故可增加切換一架構至ARM ISA備份暫存器等事件的彈性。總結地說，在此所描述之實施例，雖然可能增加處理模式切換所需之時間，但相對而言模式切換係較不頻繁的，並可據此換取在一般情況下提供更高的效能表現，其中，在此所述之一般情況係指為獲得ALU運算元之主要暫存器之存取。

雖然前述之實施例中，微碼係執行將數值在直接儲存器與間接儲存器之間的儲存與回復功能，在其他實施例中係利用具有硬體組合邏輯閘之微處理器，以執行回應處理模式切換所需之將數值在直接儲存器與間接儲存器之間之儲存與回復功能，而非利用微碼執行之。更進一步的說，雖然在前述之實施例中，用以儲存舊的處理模式數值之間接儲存器為PRAM，在其他實施例中係利用硬體暫存器作為間接儲存器，但其係不可由ALU單元直接存取之。再更進一步的說，雖然前述之實施例係關於ARM ISA，在其他實施例中係應用於其他關連於不同處理模式之特定備份暫存器的ISA。

載入多重/儲存多重ARM ISA指令

另一個關於ARM ISA之特徵係載入多重(LDM)與儲存多重(STM)指令。載入多重指令係自記憶體中載入每一指定於指令之通用暫存器，如ARM手冊中第A8-110至A8-116頁中所述。相反地，STM指令自每一指定於指令之通用暫存器中儲存至記憶體，如ARM手冊中第A8-374頁至A8-381頁中所述。在此說述之實施例，其係如前述的微處理器100之超純量非循序執行微架構上實行LDM指令與STM指令。更具體而言，ARM ISA指定自例外事件模式存取架構使用者模式暫存器之LDM指令與STM指令之版本(亦即當微處理器100並非處於使用者模式下時)。這些指令版本係對應LDM(使用者暫存器)指令與STM(使用者暫存器)指令，如ARM手冊中第B6-7頁至第B6-8頁以及第B6-22頁至第B6-23中所述。在此所述之實施例中，其係在微處理器100之微架構上實行LDM(使用者暫存器)指令與STM(使用者暫存器)指令，微處理器100 之微架構包含用以模擬前述之備份暫存器之間接儲存器1002。

請參閱至第13A及13B圖，其係顯示在本發明中第1圖之微處理器100執行一LDM指令之流程圖，該流程係始於步驟1302。

在步驟1302中，如第2圖之軟體指令轉譯器204接收到一LDM指令124。尤其是，指令模式指標132指示ARM ISA以及第2圖之ARM SIT 224對LDM指令124解碼。LDM指令124係指定一組用以載入資料之通用暫存器，以及將被載入資料之連續記憶體位址。此外，LDM指令124係指定該指令為LDM(使用者暫存器)指令124。接著進入步驟1304。

在步驟1304中，ARM SIT 224考慮指定於LDM指令124之次一(或第一)暫存器，接著進入步驟1306。

在步驟1306中，ARM SIT 224判斷指令124是否為LDM(使用者暫存器)指令124，若是，則進入步驟1312；若否，則進入步驟1308。

在步驟1308，ARM SIT 224發出載入微指令126以自指定於LDM指令124之記憶體內中的次一(或第一)位置載入資料，並送至如第10圖之直接儲存器106的特定暫存器(其係於步驟1306被考慮)。載入微指令126將會送往執行管線112而被載入單元416所執行。接著進入步驟1318。

在步驟1312，ARM SIT 224判斷暫存器是否為R8-R12其中之一種，以及現行處理模式是否為FIQ模式。若是，進入步驟1314；若否，則進入步驟1316。

在步驟1314，ARM SIT 224發出載入微指令126以自指定於LDM指令124之記憶體內中的次一(或第一)位置載入資料，並送至非架構的、或是臨時的直接儲存器106之暫存器。載入微指令126將送往執行管線112而被載入單元416所執行，如後述之步驟1324，資料將會持續的自臨時暫存器中，儲存至間接儲存器1002。接著進入步驟1318。

在步驟1316，ARM SIT 224判斷暫存器是否為R13或是R14暫存器，若是，則進入步驟1314；若否，則進入步驟1308。

在步驟1318，ARM SIT 224判斷是否有其他指定於LDM指令124之暫存器尚未考慮，亦即硬體指令轉譯器104尚未發送之相關微指令126。若尚有其他暫存器時，則回到步驟1304以考慮指定於LDM指令124之次一暫存器；若否，則進入步驟1322。

在步驟1322，ARM SIT 224判斷在步驟1314中是否有發送任何微指令126載入資料至臨時暫存器106，若有，則進入步驟1324；若否，則流程結束。

在步驟1324，SIT 204轉移控制權至第2圖之複雜指令轉譯器(CIT)206，CIT206係基於微碼234以產生store_PRAM微指令126，用以於將步驟1314中所載入之資料，自臨時暫存器106中儲存至間接儲存器1002中之合適位置。更具體而言，在間接儲存器1002中之合適位置係指關連於使用者模式之R13與R14位置，以及全域性關連於非FIQ處理模式之R8-R12位置。儲存微指令126將送往執行管線112而被儲存單元416所執行，且流程結束於步驟1324。

請參閱至第14A及14B圖，其顯示本發明第1圖之微處理器100執行一LDM指令之另一流程圖，在第14A及14B圖中許多步驟類似於第13A及13B圖之步驟，且具有相同之標號。然而，在第14A及14B圖中，若於步驟1318中，ARM SIT 224判斷並無其他暫存器待考慮，則流程結束；故此，在第14A及14B圖之流程中係不具有步驟1322與步驟1324。此外，係有自步驟1314進入之新步驟1424，以及自新步驟1424進入步驟1318之流程。

在步驟1424中，ARM SIT 224發送store_PRAM微指令126，以將在步驟1314中所載入之資料自臨時暫存器106儲存至間接儲存器1002中之合適位置。

從第14A及14B圖中可知，本實施例中之優點在於LDM(使用者暫存器)微指令之執行並不需要將控制權轉移至微碼234。而缺點則在於其增加了ARM SIT224之複雜度。具體而言，在ARM SIT 224必須發送store_PRAM微指令126的前提之下，ARM SIT 224必須知道關於間接儲存器1002中之合適位置，以及資料必須被儲存至該處之相關資訊，因此與第13A及13B圖之實施例有所不同。

請參閱第15A及15B圖，其顯示本發明中第1圖之微處理器100執行一STM指令之流程圖，該流程係始於步驟1502。

在步驟1302中，如第2圖之軟體指令轉譯器204接收到一STM指令124。尤其是，指令模式指標132指示ARM ISA而第2圖之ARM SIT 224對STM指令124進行解碼。STM指令124係指定用以儲存之通用暫存器以及將儲存資料的連續記憶體位址。此外，STM指令124係指定該指令為STM(使用者暫存器)指令124。接著進入步驟1504。

在步驟1504中，ARM SIT 224考慮指定於STM指令124之次一(或第一)暫存器，接著進入步驟1506。

在步驟1506中，ARM SIT 224判斷指令124是否為SDM(使用者暫存器)指令124，若是，則進入步驟1512；若否，則進入步驟1508。

在步驟1508，ARM SIT 224發出儲存微指令126以將資料自如第10圖之直接儲存器106的特定暫存器中，儲存至指定於STM指令124之記憶體中的次一(或第一)位置(其係已考慮於步驟1504中)。儲存微指令126將會送往執行管線112並被儲存單元416所執行。接著進入步驟1518。

在步驟1512，ARM SIT 224判斷暫存器是否為R8-R12其中之一種，以及現行處理模式是否為FIQ模式。若是，進入步驟1514；若否，則進入步驟1516。

在步驟1514，ARM SIT 224略過此特定暫存器，並隨後於步驟1524中之微碼234處理之，接著進入步驟1518。

在步驟1516，ARM SIT 224判斷暫存器是否為R13或是R14暫存器，若是，則進入步驟1514；若否，則進入步驟1508。

在步驟1518，ARM SIT 224判斷是否有其他指定於STM指令124之暫存器尚未考慮，亦即硬體指令轉譯器104尚未發送關連之微指令126(或於步驟1514中略過)。若尚有其他暫存器時，則回到步驟1504以考慮指定於STM指令124之次一暫存器；若否，則進入步驟1522。

在步驟1522，ARM SIT 224判斷是否有任何暫存器於步驟1514中被略過，若有，則進入步驟1524；若否，則流程結束。

步驟1524，SIT 204轉移控制權至第2圖之複雜指令轉譯器(CIT)206，CIT 206係基於微碼234以對步驟1514所略過之每一暫存器產生一微指令126對(pair)。具體而言，微指令126對包含伴隨一儲存微指令126之載入微指令load_PRAM微指令126，load_PRAM微指令126自間接儲存器1002中之合適位置載入資料，至一非架構，或臨時之直接儲存器106的暫存器。儲存微指令126將臨時暫存器之資料儲存至記憶體內指定於STM指令124之位置。更具體而言，在間接儲存器1002中之合適位置係指關連於使用者模式之R13與R14位置，以及關連於全域性非FIQ處理模式之R8-R12位置。load_PRAM與儲存微指令126將會送往執行管線112而分別被儲存單元416與載入單元416所執行，且流程結束於步驟1524。

請參閱至第16A及16B圖，其係顯示本發明第1圖之微處理器100執行一STM指令之另一流程圖，在第16A及16B圖中許多步驟類似於第15A及15B圖之步驟，且具有相同之標號。然而，在第16A及16B圖中，若於步驟1518中，ARM SIT 224判斷並無其他暫存器待考慮則流程結束；故此，在第16A及16B圖之流程中係不具有步驟1522與步驟1524。此外，在步驟1512與1516判斷為”是” 的流程後具有新的流程，其係進入新步驟1624，以及自新步驟1624至新步驟1614，與自新步驟1624至步驟1518。

在步驟1624中，ARM SIT 224發送load_PRAM微指令126，以自間接儲存器1002中之合適位置載入資料至臨時暫存器106，接著進入步驟1614。

在步驟1614中，ARM SIT 224發送儲存微指令126，以將在臨時暫存器106中，已於步驟1624所載入之資料，儲存至記憶體內指定於STM指令124之次一(或是第一)位置，接著進入步驟1518。

從第16A及16B圖中可知，在本實施例中之優點在於，STM(使用者暫存器)微指令之執行並不需要將控制權轉移至微碼234，而缺點則在於其增加了ARM SIT224之複雜度。具體而言，在ARM SIT 224必須發送載入微指令126/store_PRAM微指令126的前提之下，ARM SIT 224必須知道關於間接儲存器1002中之合適位置，以及資料必須被儲存至該處之相關資訊，因此與第15A及15B圖之實施例有所不同。

如先前所述，ARM SIT 224其優點在於包含一狀態機器，以在多重之時脈週期中，發送多重微指令126來實行ISA指令124。

ARM ISA也包含一儲存回復狀態(SRS)指令124，SRS指令124係將現行處理模式之LR與SPSR暫存器儲存於由SRS指令124所指定的目標處理模式之記憶體堆疊中，其中SRS指令124係可與現行處理模式不同。因此，SRS指令124需要微處理器100以載入目標處理模式之架構SP 暫存器的數值，以便存取其記憶體堆疊。在一實施例中，當ARM SIT 224解碼一ARM ISA SRS指令124，其產生一load_PRAM微指令126，以自間接儲存器1002之目標模式部分的R13位置中載入目標模式之SP數值，並送至直接儲存器106之臨時暫存器，以存取目標模式之記憶體堆疊。

然而各種有關於本發明之實施例已在本文詳述，應可充分了解如何實施並且不限於這些實施方式。舉凡所屬技術領域中具有通常知識者當可依據本發明之上述實施例說明而作其它種種之改良及變化。舉例來說，軟體可以啟動如功能、製造、模型、模擬、描述及/或測試本文所述之裝置及方法。可以藉由一般程式語言(如C及C++)、硬體描述語言(Hardware Description Languages；HDL)或其他可用程式的使用來達成，其中硬體描述語言(Hardware Description languages；HDL)包含Verilog HDL、VHDL等硬體描述語言。這樣的軟體能在任何所知的計算機可用媒介中處理執行，例如磁帶、半導體、磁碟或光碟(如CD-ROM及DVD-ROM等)、網路、有線電纜、無線網路或其他通訊媒介。本文所述之裝置及方法的實施例中，可包含在智慧型核心半導體內，並且轉換為積體電路產品的硬體，其中智慧型核心半導體如微處理器核心(如硬體描述語言內之實施或設定)。此外，本文所述之裝置及方法可由硬體及軟體的結合來實施。因此，本發明並不侷限於任何本發明所述之實施例，但係根據下述之專利範圍及等效之專利範圍而定義。具體來說，本發明能在普遍使用的微處理器裝置裡執行實施。最後，熟練於本技術領域的應能體會他們能很快地以本文所揭露的觀念及具體的實施例為基礎，並且在沒有背離本發明所述之附屬項範圍下，來設計或修正其他結構而實行與本發明之同樣目的。

100‧‧‧微處理器(處理核心)

102‧‧‧指令快取

104‧‧‧硬體指令轉譯器

106‧‧‧暫存器檔案

108‧‧‧記憶體子系統

112‧‧‧執行管線

114‧‧‧指令擷取單元與分支預測器

116‧‧‧ARM程式計數器(PC)暫存器

118‧‧‧x86指令指標(IP)暫存器

122‧‧‧組態暫存器(configuration register)

124‧‧‧ISA指令

126‧‧‧微指令

128‧‧‧結果

132‧‧‧指令模式指標(instruction mode indicator)

134‧‧‧擷取位址

136‧‧‧環境模式指標(environment mode indicator)

202‧‧‧指令格式化程式

204‧‧‧簡單指令轉譯器(SIT)

206‧‧‧複雜指令轉譯器(CIT)

212‧‧‧多工器(mux)

222‧‧‧x86簡單指令轉譯器

224‧‧‧ARM簡單指令轉譯器

232‧‧‧微程式計數器(micro-program counter,micro-PC)

234‧‧‧微碼唯讀記憶體

236‧‧‧微程序器(microsequencer)

235‧‧‧指令間接暫存器(instruction indirection register,IIR)

237‧‧‧微轉譯器(microtranslator)

242‧‧‧格式化ISA指令

244‧‧‧實行微指令(implementing microinstructions)

246‧‧‧實行微指令

248‧‧‧選擇輸入

252‧‧‧微碼位址

254‧‧‧唯讀記憶體位址

255‧‧‧ISA指令資訊

302‧‧‧預解碼器(pre-decoder)

304‧‧‧指令位元組佇列(IBQ)

306‧‧‧長度解碼器(length decoders)與漣波邏輯閘(ripple logic)

308‧‧‧多工器佇列(mux queue,MQ)

312‧‧‧多工器

314‧‧‧格式化指令佇列(formatted instruction queue,FIQ)

322‧‧‧ARM指令集狀態

401‧‧‧微指令佇列

402‧‧‧暫存器配置表(register allocation table,RAT)

404‧‧‧指令調度器(instruction dispatcher)

406‧‧‧保留站(reservation station)

408‧‧‧指令發送單元(instruction issue unit)

412‧‧‧整數/分支(integer/branch)單元

414‧‧‧媒體單元(media unit)

416‧‧‧載入/儲存(load/store)單元

418‧‧‧浮點(floating point)單元

422‧‧‧重排緩衝器(reorder buffer,ROB)

424‧‧‧執行單元

502‧‧‧ARM特定暫存器

504‧‧‧x86特定暫存器

506‧‧‧共享暫存器

700‧‧‧雙核心微處理器

892‧‧‧微指令快取

902‧‧‧硬體暫存器檔案

904‧‧‧硬體多工邏輯閘

906‧‧‧硬體暫存器

908‧‧‧硬體多工邏輯閘

912‧‧‧暫存器位址

914‧‧‧處理模式

1004、1006、1008、1014、1016、1018‧‧‧多工器

第1圖係本發明執行x86程式集架構與ARM程式集架構機器語言程式之微處理器一實施例之方塊圖；第2圖係一方塊圖，詳細顯示第1圖之硬體指令轉譯器；第3圖係一方塊圖，詳細顯示第2圖之指令格式化程式(instruction formatter)；第4圖係一方塊圖，詳細顯示第1圖之執行管線；第5圖係一方塊圖，詳細顯示第1圖之暫存器檔案；第6圖(包含第6A圖與第6B圖)係一流程圖，顯示第1圖之微處理器之操作步驟；第7圖係本發明一雙核心微處理器之方塊圖；第8圖係本發明執行x86 ISA與ARM ISA機器語言程式之微處理器另一實施例之方塊圖；第9圖係為一習知硬體暫存器檔案架構示意圖；第10圖係本發明之系統方塊圖，詳細顯示第1圖之微處理器；第11圖(包含第11A圖與第11B圖)係顯示在本發明中，如第10圖之微處理器100操作之流程圖；第12圖係一流程圖，顯示第10圖之微處理器依據第11圖，另，資料在直接儲存器與間接儲存器間流動；第13圖(包含第13A圖與第13B圖)係一流程圖，顯示在本發明中如第1圖之微處理器100執行一LDM指令之流程圖；第14圖(包含第14A圖與第14B圖)係一流程圖，顯示在本發明中如第1圖之微處理器100執行一LDM指令之另一流程圖；第15圖(包含第15A圖與第15B圖)係一流程圖，顯示在本發明中如第1圖之微處理器100執行一STM指令之流程圖；以及第16圖(包含第16A圖與第16B圖)係一流程圖，顯示在本發明中如第1圖之微處理器100執行一STM指令之另一流程圖。

100‧‧‧微處理器