一步步分析MIPS数据通路（单周期）
一步步分析MIPS数据通路
R型指令CPU数据通路：
此时的控制信号有：ALU_OP , Write_Reg。
如何确定单周期CPU完成指令的过程？
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分析时序电路和组合逻辑：时序电路（需要clk，可以从图上看到clk有四处）：指令存储器的读操作、PC值更新、寄存器写操作、标志寄存器的更新。 组合逻辑（不需要clk）：寄存器读操作、ALU运算。
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设计时序：clk上升沿，启动指令存储器依据PC读出指令；
clk高电平（组合逻辑操作）：PC自增、指令译码、寄存器读、ALU运算。
Clk下降沿：目的寄存器的写入、PC值更新、标志寄存器更新。
从图中可以看出，红框为clk产生处，只有指令存储器的取指令部分是正的clk，PC的自增、标志寄存器的更新、寄存器堆的写入都是clk#，故可以从图中获得设计的信息。
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数据通路（通过一条指令来说明）：（clk上升）使用当前PC寄存器的值取出一条指令
（clk高电平）指令送到IR寄存器，分段直接送往译码单元和寄存器堆，获得ALU_OP和Write_Reg信号。ALU接收到ALU_OP对两个读出的数据进行运算，同时计算标志寄存器的值。
（clk下降沿）同时激活PC自增、目标寄存器的写入、标志寄存器的更新，根据高电平生成的控制信号来确定是否写入。
添加I型指令后的数据通路：
首先确定为什么要修改和要修改什么？I型指令不像R型只能完成算术运算，其作用更多是用于数据传输、分支（转移）、访存。访存决定了需要增加到存储器的数据通路。分支跳转决定了需要有对PC进行修改的手段。同时，I型指令格式的不同也代表要对指令寄存器IR指令分段时的结构进行修改。
由于引入了立即数（偏移量）字段，其指令格式从655556（前三个5是寄存器）的分段变成了655 16的形式。只有两个5，因此目的寄存器从原先的第三个5变成了第二个5.添加了控制信号rd_rt_s（1时W_Addr变成rt，否则仍然是rt）来修改W_Data，以控制写入位置写入的寄存器。同时由于要同时兼容R型和I型指令，故把数据的[5:0]同样作为func输入译码，而[15:0]作为立即数imm。为了确定立即数的扩展方式，添加了控制信号imm_s（1则符号扩展，0则0扩展，可以看出新手段往往用1来控制，且命名格式也有规律）。现在，只有两个寄存器，一个作为源、一个作为目的。那么要进行I型指令的运算，另一个源操作数就是扩展后的imm了。于是，添加rt_imm_s（1则imm，0则rt（这里其实指代的是R型指令下rt指向的数据））作为ALU的第二个输入。
还需要解决的问题就是和存储器的交互。在sw（在rs寄存器加上偏移量后指向的地址中写入rt的数据）和lw（取出rs寄存器加上偏移量后的地址指向的数据，再放回到rt寄存器中，因此W_Addr为1）指令中，上面的imm会作为偏移量offset来使用，因此此时imm_s 和rt_imm_s信号都应该置为1（是的，是符号扩展）。通过ALU运算之后，获得需要存放（sw）或者取数（lw）的地址。为了能够表示读还是写入，增加Mem_Write信号（0时为读时为写）。如果是读出数据，那么就要写回到寄存器堆中，由于R型指令（或者I型中的立即数算数指令）是直接把ALU的结果写回寄存器堆，为了控制写回的是哪一数据，添加alu_mem_s信号（0为alu数据，1为存储器mem读出数据）。注意，读可以当作组合逻辑看待（高频时钟），写需要clk（具体看题目中的clk）。
数据通路：以sw为例
（clk上跳沿）指令存储器利用PC读取指令
（clk高电平）指令分段、译码、运算（具体过程同R型）
（clk下跳沿）同时激活PC自增、目标寄存器的写入、标志寄存器的更新。将运算结果写入存储器。
添加转移指令后的数据通路
转移指令主要修改的部件是PC，典型指令有jr（R型指令，无条件跳转），beq（I型指令相等跳转），jal（J型指令，无条件跳转，且当前PC值要存入ra寄存器（一般是堆的高处））。
此处插播子程序调用知识：主程序CALL调用子程序，把PC+4放到堆栈，把新的地址置给PC，运行到RET指令，把堆栈中的PC+4还给PC，然后继续运行。
上图中红色部分是修改的部分。PC的来源从PC_new扩展到了rs（jr指令）、PC+4+offset<<2（beq）、PC+4高四位和指令低26位左移两位拼接。因此需要4选一。
Jr指令的源寄存器应该写为31，因此需要把rd_rt_s改成w_r_s中，添加2作为31号寄存器的地址。同时，由于要把PC+4的值写入寄存器堆，alu_mem_s改名为wr_data_s需要扩展一个2接收PC_new 。
条件转移中PC_s的两种情况:分别对应着转移和不转移。
