CPU/구조와 원리

1. 개요

• Fetch(인출) : 메모리상의 프로그램 카운터가 가리키는 명령어를 CPU로 인출하여 적재.
• Decode(해석) : 명령어의 해석. 이 단계에서 명령어의 종류와 타겟 등을 판단한다.
• Execute(실행) : 해석된 명령어에 따라 데이터에 대한 연산을 수행한다.
• Writeback(쓰기) : 명령어대로 처리 완료된 데이터를 메모리에 기록한다.

2. 용어

• 명령어 집합 구조(instruction set architecture, ISA): 컴퓨터의 동작에 대한 일종의 추상화이다. 명령어의 동작, 데이터의 종류, 메모리 및 입출력 모델 등을 포함한다.
• 가상 메모리(virtual memory)
• segmentation
• paging
• 페이지 테이블(page table):
• 마이크로아키텍처(microarchitecture): 주어진 ISA를 구현한 특정한 프로세서의 구조를 의미한다.
• 산술논리연산장치(arithmetic logic unit, ALU): 각종 산술연산(덧셈, 뺄셈, 곱셈, 나눗셈)과 논리연산(AND, OR, NOT, XOR 등)들을 수행하는 회로들로 이루어진 회로
• 주소생성장치(address generation unit, AGU): CPU가 메모리에 접근하는 데 사용되는
• 레지스터(register): 연산유닛과 연결된 액세스 속도가 가장 빠른 기억장치
• 캐시(cache)
• TLB(translation lookaside buffer)
• 버스(bus): 정보를 교환하는 통로

3. Inorder CPU

3.1. 물리적인 구조

3.1.1. 시스템 버스

• 주소 버스 : CPU가 외부로부터 또는 외부로 발생하는 주소 정보를 전송하는 방식의 버스 형태로 선의 수는 최대 기억장치 용량을 의미한다. 예를 들어서 주소버스의 형식이 8비트 형식으로 구성되어 있다면, 해당 기억장치 요소도 2의 8승, 256개의 기억장소들의 주소지정이 가능하다. 주소가 CPU에서 기억장치(메모리 계통)또는 입출력 장치로 이동하므로, 단방향 통신을 한다.
• 데이터 버스: 주소 버스를 사용하여 마이크로초 내에서 기억장치, 입출력 장치 등의 외부 장치들과의 데이터 통신을 하는 버스 형태로, 한번에 전송할 수 있는 비트의 수를 정의한다. 양방향 통신을 함.
• 제어 버스: CPU와 외부 구성 부품들을 제어하기 위해서 사용된 버스이다. 양방향 통신.

3.1.2. CPU 내부 레지스터

• 프로그램 카운터(Program Counter, PC): 다음에 인출될 명령어의 주소를 가지고 있는 레지스터이다. 각 명령어가 인출된 이후에는 그 내용이 자동적으로 1 증가 또는 명령어 길이에 따라 주소 단위만큼 증가한다.
• 명령어 레지스터(Instructions Register, IR): 가장 최근에 인출되었던 명령어가 저장되어있는 레지스터이다.
• 데이터 레지스터(data registers): 연산에 필요한 피연산자 또는 연산의 결과 등을 저장하는 레지스터이다.
• 누산기(Accumulator, AC): 연산의 결과를 일시적으로 저장하는 레지스터이다. 누산기의 길이는 한번에 연산 처리하는 데이터의 크기(비트 수)와 같다.
• 메모리 주소 레지스터(Memory Address Register, MAR): PC로부터 저장된 명령어 주소가 시스템 주소 버스로 출력 전에 일시적으로 저장된다.
• 메모리 버퍼 레지스터(Memory Buffer Register, MBR): 기억장치로부터 읽혀진 데이터가 일시적으로 저장되는 버퍼 레지스터.

3.1.3. 마이크로연산과 사이클

간단화된 CPU 명령어 사이클	예외처리를 추가한 간단한 명령어 사이클

3.2. 소프트웨어 구조

3.2.1. 명령어 형식

• 연산 코드(opcode): 연산의 종류를 지시하는 비트이다. 이 연산 코드가 차지하는 비트가 많을수록 지정할 수 있는 명령어의 수가 늘어난다.
• 피연산자(operand): 연산에 사용될 데이터가 저장되어 있는 기억장치 주소 또는 데이터 그 자체를 지시하는 비트이다.
• 즉치(immediate) 방식: 명령어에 피연산자 값을 포함하는 방식.
• 암시적(implied) 방식: 해당 명령어의 피연산자가 고정되어 있어 지정이 필요 없는 방식. 주로 누산기 또는 스택 구조에서 사용된다.

4. 명령 주기

5. 설명

• Cache ( 캐시 메모리): 주 메모리 값을 임시 저장하는 작고 빠른 메모리. 주 메모리 접근은 CPU입장에서 100사이클 정도 놀게 만드는 엄청나게 느린 동작이므로 Cache가 없으면 명령어를 빠르게 실행하고 싶어도 값이 준비가 안 돼서 불가능하다. 캐시 메모리도 한 개만 존재하는 것이 아니라, 보통 중요도와 접근 빈도에 따라 L1~L3의 3개 캐시 메모리를 사용하며, 숫자가 작을수록 용량이 더 작고, 더 빠르다.
• Branch prediction( 분기 예측): Fetch를 매 사이클마다 하기 위해선 다음에 실행할 명령어 주소를 알아야 하는데, branch 명령의 결과가 나오려면 꽤나 시간이 걸린다 (게다가 프로그램마다 차이는 있지만, 명령어의 약 30% 정도는 branch이다.) 그러니 branch 명령의 결과를 과거의 기록을 기반으로 예측하는 기술이 필요하다.
• Speculative memory disambiguation: 메모리 접근 명령어들은 메모리 접근 전에 접근할 메모리 주소를 먼저 구해야 한다. 이 때문에 만약 LSQ에 Store 명령이 접근할 메모리 주소를 계산하기 위해 대기중이면, 이후 모든 Load 명령어는 접근할 메모리 주소가 준비되었다 하더라도 메모리 접근을 할 수 없다. 혹시라도 그 Store가 접근하는 주소가 Load가 접근하는 주소랑 같으면 가장 신선한 값은 메모리가 아니라 그 Store 명령어가 가지고 있기 때문이다.[14] 하지만 할 수 없는 걸 그냥 해버리면? (즉, Speculative memory disambiguation) 대부분의 경우 접근하는 메모리 주소는 다르기 때문에 문제가 없으며, 문제가 있더라도 그 Store가 접근하는 메모리 주소를 계산하기 전까진 Load들을 Commit을 하지 않는 것으로 실행 취소가 가능하다.
• Interrupt( 인터럽트): CPU로 하여금 현재 진행 중인 프로그램 처리를 중단하고 다른 프로그램을 처리하도록 요구하는 메커니즘으로서 CPU-외부장치들 간의 상호작용을 위해 필요하다.

5.1. CPU 마이크로아키텍처

1. 명령어 (instruction)
   CPU의 동작은 할 일을 적어놓은 명령어가 수행되면서 동작한다. 3개의 명령어를 순차적으로 예를 들어보면, '(1) x라는 값을 읽고, (2) x에 1을 더하고, (3) x를 y에 저장해라' 같은 것들이다.
2. 파이프라인(Pipeline)
   파이프라인은 CPU가 하나의 명령어를 처리하는 과정도 너무 복잡하고 많기 때문에, 이를 잘게 쪼개서 여러 가지 작은 단계로 나누어 처리하는 방식이다. 파이프라인 단계는 여러 가지 나누는 방법이 있지만 현대의 Out-of-Order CPU는 상술한 8단계를 기반으로 나누고 있다. 주목할 점은 완료를 하기 전에는 아직 사용자에게 명령어 수행의 결과가 노출되지 않았다는 것이다. 모종의 이유로 어떤 명령어 수행을 취소해야 하면, 가장 오래된 잘못 수행된 명령어부터 시작해서 이후 모든 명령어를 파이프라인에서 지워버리게 된다.!! 결과론적으로 버릴 명령어 수행에 에너지를 허비했기 때문에 이런 상황은 애초에 피하는 게 좋지만, 그럼에도 피할 수 없는 이유는 아래 추측 실행(Speculative execution)에 설명한다.
3. Cache (캐시)
   주메모리에서 값을 읽는 동작은 CPU의 명령어 처리 속도에 비하면 한참 느리다. 따라서 이 갭을 줄이기 위해 매우 빠르지만 작은 저장 공간이 CPU에 있는데, 이를 캐시라고 한다.[15] 캐시는 공간이 작기 때문에 새로운 값을 읽어들이려면 기존 값을 다시 원래 위치로 돌려보내야 하는데, 주로 가장 오래된 값을 돌려보내는 방식을 취한다. 이는 최근에 접근한 값을 또 접근할 가능성이 높은 프로그램의 성질을 이용한 것이다.(참조지역성. Principle of locality) 또 한 값을 읽으면 그 근처의 값을 읽을 확률이 높은 점을 활용하기 위해, 어떤 값을 캐시로 가져올 때 주변의 값도 같이 가져온다. (역시 참조지역성의 원리) 이렇게 캐시에 값이 들어오는 덩어리를 캐시 라인이라고 하며, 보통 64바이트의 크기를 가진다. 구체적으로 메모리 주소를 64로 나눴을 때 몫이 같은 데이터들은 한 캐시 라인을 구성하게 된다.
4. 분기 예측(Branch prediction)
   분기(Branch) 명령어는 어떤 조건이 맞으면 다음에 실행할 명령어의 위치를 임의로 지정할 수 있게 해준다. 이는 같은 명령어들을 반복해서 실행하거나 조건에 따라 다른 일을 하고 싶을 때 사용하는 매우 기본적인 명령어다. 다만 분기(Branch) 명령어는 파이프라인에서 한가지 성능상 문제를 일으키는데, (1) 분기(Branch)가 가리키는 주소로 이동할지 말지', 그리고 (2) 이동하는 주소가 어디인지 알아내는 것은 해독(Decode)이나 실행(Execute) 단계에 와서야 가능하다는 것이다. 다음 명령어 위치를 마냥 기다리자니 파이프라인의 호출(Fetch) 단계가 잠시 놀게 된다. 이를 막고자 다음 명령어 위치를 예측하는 기법을 사용하는데 이것이 분기 예측(Branch prediction) 이다. 당연히 가리키는 주소로 갈지 말지의 방향 예측과, 가리키는 주소 자체의 예측 두 가지가 함께 이루어진다.
5. 비순차적 명령어 처리(Out-of-Order Execution, OoOE)
   비순차적 명령어 처리(OoOE)는 파이프라인의 송출(Issue) → 실행(Execute) → 회신(Writeback) 단계에 한해서 늦게 온 명령어가 일찍 온 명령어를 새치기할 수 있는 기술이다. 앞에 온 명령어의 처리가 수행될 수 없지만 뒤에 온 명령어는 수행 가능한 경우가 나올 수 있는데, 그러면 CPU를 놀게 하기보다 뒤에 나온 명령어를 먼저 처리하자는 거다. 물론 아무 때나 막 할 수는 없고 이렇게 순서를 바꿔도 사용자가 보는 값이 비순차적 명령어 처리(OoOE)를 하지 않았을 때와 같을 경우만 할 수 있다. 이러한 까다로운 조건 체크 때문에 비순차적 명령어 처리(OoOE)를 달면 속도야 많이 빨라지지만 칩이 커지고 전기도 훨씬 더 먹게 된다. 그래서 초창기엔 휴대기기용 CPU엔 비순차적 명령어 처리(OoOE)가 없었다가 최근에야 최적화를 거치고 사용되기 시작했다.
6. 추측 실행(Speculative execution)
   파이프라인 단계에서 이미 설명했듯이, 완료(Commit) 단계 전에는 아직 명령어 수행을 취소할 수 있다. 그러므로, 어떤 명령어가 특정 파이프라인 단계에 필요한 정보가 없어서 진행이 막혔을 때, 필요한 정보를 예측해서 높은 확률로 맞힌다면 틀렸을 때의 다소 큰 손해를 넘어서는 이익을 취할 수 있다. 고성능의 CPU는 이러한 예측에 기반한 갖가지 기술들을 적극 활용하고 있다.
   가령 명령어들을 반복 실행하는 소위 반복문이라는 게 있다고 하자. 이 반복문의 맨 마지막 명령어는 종결 조건이 맞지 않는 동안은 반복문의 맨 처음 명령어로 점프하도록 만들어져 있는데, 결과적으로 마지막 반복 말고는 항상 맨 처음 명령어로 점프하기에 높은 확률로 점프를 한다는 예측이 맞게 된다. 이렇게 예측을 하면 굳이 마지막 명령어를 실행(Execute)할 필요도 없이 다음 명령어를 호출(Fetch)할 수 있고, 기다리는 시간을 줄여서 성능을 대폭 상승시킨다. 다만 맨 마지막 반복에서조차도 마지막 명령어는 반복을 더 하려고 예측이 틀리게 된다. 예측이 틀린지 아는 시점은 명령어의 해독(Decode) 혹은 실행(Execute) 단계 수행 직후이며, 틀렸다면 틀린 명령어의 완료(Commit) 단계 때 자기 자신과 이후 호출(Fetch)된 모든 명령어를 파이프라인에서 지우게 된다.

5.2. 코어

• 코어: 연산이 실제로 실행되는 부분이다. 멀티코어 프로세서는 이 코어가 복수개 있는 형태이다.
• 언코어: 제어, CPU의 입출력 부분을 담당한다. MCM 구조의 CPU는 이 부분의 중요성이 크다.

5.3. CPU 아키텍처

1. 커널 / 유저 프로세스: 컴퓨터를 켰을 때 돌아가는 운영체제를 또 다른 말로 커널이라고 하며, 커널 이외에 돌아가는 프로그램 하나 하나는 유저 프로세스라 한다.
2. 보호 링(protection ring): 운영체제는 컴퓨터의 모든 값을 읽고 쓰고 할 수 있다. 그런데 운영체제에서 돌아가는 유저 프로세스들도 마찬가지면 무슨 일이 벌어질까? 유저 프로세스에 버그가 있거나 악성 코드가 있을 경우 컴퓨터 내의 아무 값이나 읽고 쓸 수 있는 심각한 문제가 발생한다. 따라서 운영체제는 CPU에서 제공된 보호 링이라는 것을 써서 (1) 커널 수준과 (2) 유저 수준을 나누게 된다.
   결과적으로 CPU가 유저 프로세스를 실행하는 동안은 유저 수준에 있게 되며, 유저 프로세스가 커널에 적법한 방법을 통해( 시스템 콜) 도움을 요청(가령 파일 읽고 쓰기는 커널의 도움으로 이뤄진다)하고, CPU는 커널 수준으로 변환하고 커널 코드를 실행하게 된다.
3. 특권 명령(Privileged Instruction): 보호 링과 관련된 개념으로 유저 프로세스가 CPU의 모든 명령어를 사용할 수 있는 것이 아니다. 예를 들어 x86 아키텍처의 HLT는 CPU의 동작을 정지시키는 명령어로 만약 유저 프로세스가 이를 사용할 경우 시스템 전체가 꺼져버릴수도 있다. 그래서 HLT 명령어는 커널 수준에서만 실행할 수 있으며 커널 수준에서만 실행할 수 있는 명령어를 특권 명령이라고 부른다. 만약 유저 수준에서 특권 명령을 실행할 경우 CPU는 실제로 실행시키지 않고 예외를 발생시킨다.
4. 가상메모리(virtual memory) / 페이지 테이블(page table): 모든 유저 프로세스들이 주메모리의 공간들을 직접 할당 받는다면 어떤 일이 벌어질까? 컴퓨터 환경에 따라서 유저 프로세스가 가정해야 하는 메모리의 주소와 사용 가능한 용량이 자꾸 바뀌게 될 것이다. 프로그래머 입장에서 이러한 현상은 큰 골칫덩어리이며, 따라서 유저 프로세스 각각은 처음 시작할 때 텅 비어있는 똑같은 크기의 가상 메모리를 받게 된다.
   가상 메모리의 접근은 결국에는 실제 메모리의 접근으로 이어지는데, 각 유저 프로세스의 가상 메모리 주소로부터 실제 메모리 주소로의 매핑을 저장한 데이터 구조를 페이지 테이블이라고 하며, 각 유저 프로세스마다 독립된 페이지 테이블이 존재하게 된다.
5. 콘텍스트 스위칭(context switching): 컴퓨터에는 수많은 프로세스들이 동시에 돌고 있다. 그러나 CPU는 논리적으로 한 코어(굳이 논리라고 하는 것은 SMT 기술 때문)에 한 프로세스만 돌리고 있을 수 있다. 그래서 CPU는 한 프로세스를 어느 정도 돌리다가 다른 프로세스로 전환해서 돌리려고 하는데, 이를 콘텍스트 스위칭이라고 한다. 유저 프로세스가 바뀌면 가상 메모리 공간도 바뀌어야 하므로, 페이지 테이블도 유저 프로세스에 맞게 같이 바뀌게 된다. 사실 커널도 하나의 프로세스와 비슷한 거라서 유저 수준에서 커널 수준으로 갈 때도 콘텍스트 스위칭이 일어나게 된다.
6. 페이지 테이블 항목(page table entry)의 보호 비트(protection bit): 최신의 커널에는 재미있는 최적화가 있는데, 유저 프로세스의 가상 메모리의 특정 주소는 커널 데이터를 담고 있다는 것이다. 이러면 유저 프로세스가 syscall을 호출해서 커널의 도움을 받으러 갈 때 페이지 테이블을 커널 것으로 교체할 필요가 없다. 그래서 파일을 읽고 쓰거나 네트워크 송수신이 더 빠르게 처리될 수 있다. 그런데 이렇게 되면 유저 프로세스가 커널 데이터를 마구 읽을 수 있지 않을까? 이를 위해 페이지 테이블은 실제 메모리 주소와 함께 보호 비트란 것도 달고 있다. 보호 비트는 여러 가지가 있지만 여기서 중요한 것은 이 실제 메모리 주소는 커널 수준만 읽을 수 있다같은 표식이다. CPU에서 유저 수준에서 유저 프로세스를 돌리다가 메모리 값을 읽는 명령어를 처리하려는데, 이 표식을 발견하면 해당 명령어는 규칙을 위반한 것이므로 실제로는 실행되지 않는다. 리눅스에서 Meltdown 취약점을 막는 KASI(kernel address space isolation) 패치는 이 최적화를 하지 않도록 하는 방식이었고, 그 결과 상당한 성능 저하를 가져오게 되었었다.