X86 返回堆栈缓冲区？
据我所知，返回堆栈缓冲区只支持4到16个条目（来自wiki:），而不是一对键值（基于ret指令位置的索引）。这是真的吗？ 当发生上下文切换时，RSB会发生什么情况X86 返回堆栈缓冲区？,x86,cpu,cpu-architecture,branch-prediction,micro-architecture,X86,Cpu,Cpu Architecture,Branch Prediction,Micro Architecture,据我所知，返回堆栈缓冲区只支持4到16个条目（来自wiki:），而不是一对键值（基于ret指令位置的索引）。这是真的吗？ 当发生上下文切换时，RSB会发生什么情况 假设我们有50个函数没有在返回堆栈缓冲区长度为16的CPU中返回，那么之后会发生什么？这是否意味着所有预测都失败了？你能举例说明吗？递归函数调用中的情况相同吗？BPU可以包含自己的RAS预测器，当它预测BTB中的调用类型时，它将假定的调用NLIP（以下指令的IP）推送到RAS堆栈上。它在BTB中预测的下一个返回将使用RAS的顶部作为预
假设我们有50个函数没有在返回堆栈缓冲区长度为16的CPU中返回，那么之后会发生什么？这是否意味着所有预测都失败了？你能举例说明吗？递归函数调用中的情况相同吗？BPU可以包含自己的RAS预测器，当它预测BTB中的调用类型时，它将假定的调用NLIP（以下指令的IP）推送到RAS堆栈上。它在BTB中预测的下一个返回将使用RAS的顶部作为预测地址（例如，当它预测常规间接分支时，ITA中的并行命中将超过BTB中的目标地址） BAC将在解码时验证/覆盖这些返回目标预测，方法是将每个调用指令的NLIP推送到自己的RSB，然后将下一个返回地址的预测与此地址进行比较。如果不正确，BAC将发出BAclear，并在管道开始时将下一个IP逻辑重新定位到正确的返回地址（如果RSB损坏，则可能是错误的id）。它可能会用BAC RSB状态覆盖RAS预测器堆栈 在一个实现中，BAC向TOS指针提供其验证的每个分支预测以及直通地址。一旦执行了一个分支并且知道了实际结果，如果出现预测失误，RSB TOS将恢复。我认为更有效的方法是在退役时使用体系结构RSB，在管道刷新/预测失误时将其复制到BAC RSB和RAS预测器中。这可防止恢复到损坏的RSB RAS预测器可能是一个循环堆栈，根据实现的不同，它可能有也可能没有溢出和下溢检查和保证。当堆栈已满时，新的预测可能会覆盖最旧的预测，使其始终是最新的（而不是防止在堆栈已满时添加预测，这意味着保留一个计数器，以确定无法对其进行预测的调用/返回数）。对于底流，它可能拒绝做出预测，而是使用ITA进行预测。如果RSB下溢，它可能不会覆盖RAS预测器做出的预测
上下文开关的硬件中断导致在执行宏操作的最终uop时清除管道。RSB可能恢复到架构状态，以便在中断后继续。预测器RAS/BAC RSB很可能在微码中被刷新，如果它被损坏，它最终会自行清除。我认为，返回堆栈缓冲区在上下文开关处重置。Agner的pdf中有一些关于RSB的信息：第3.14节。RSB是一个固定长度的后进先出缓冲区（后进先出；也称为堆栈）；在深度调用堆栈中，较旧的返回从RSB推出，并且不会被预测。这种技术在深度递归的情况下几乎没有帮助。注：在最后一点的第3.1节中，Agner说“预测者收集的信息经常由于任务切换和其他上下文切换而丢失”。据我所知，RSB不知道上下文切换：正如osgx所说，它是一个后进先出缓冲区，在上下文切换时会“错误”和预测失误，就像遇到了不匹配的调用或RET一样。对于非常频繁的调用/返回，最常见的情况对于16个条目的“堆栈”来说已经足够浅了，尽管较新的CPU确实会使其更深一些。（如果RSB是空的，有些会退回到标准的间接分支预测。）@PeterCordes是的，但是在BPU进行早期预测的阶段，预测的调用指令的长度是未知的。它必须在BTB条目中由BTB更新在decode或REFIREOH（我知道）处指示。我们是否确定前端（通过RSB）可以在相应呼叫完全解码之前预测ret？假设是，如果
调用