面向RISC-V内核的标记指令复算与纠错机制的设计*

邓 丁，郭 阳

(国防科技大学 计算机学院， 湖南 长沙 410073)

据统计， 1971—1986年的16年期间，国外发射的39颗同步卫星总共出现故障1589次，其中1129次与空间辐射有关[1]。空间辐射对电子器件的影响可分为总剂量(Total Ionizing Dose，TID)效应和单粒子效应(Single Event Effect，SEE)。具体而言，单粒子效应又可细分为单粒子翻转(Single Event Upset，SEU)、单粒子闩锁(Single Event Latch，SEL)和单粒子烧毁(Single Event Burnout，SEB)三种子类。其中：后两者均会导致载体器件发生不可逆转的永久故障。而单粒子翻转仅是由于晶体管在外界带电粒子的轰击下瞬时充放电，从而造成的逻辑状态翻转。一旦粒子轰击结束，便可以自动恢复正常功能。也即，单粒子翻转所引发的是一种瞬时故障。事实上，瞬时故障在所有引起计算机系统失效的故障中所占比重接近90%[2]，是永久故障的100倍以上[3]。文献[4]指出，单粒子翻转是辐射效应的主要形式，在全部由宇宙辐射引发的故障中，55%是单粒子翻转故障。

由计算机硬件故障所导致的错误可分为控制流错误和数据流错误。控制流错误主要发生在执行转移指令时，而数据流错误主要是由于存储或传输中的数据因干扰耦合等因素发生错误进而引起的系统异常。

针对控制流错误，2002年Standford大学CRC实验室提出了基于软件签名的控制流检查(Control Flow Checking by Software Signature, CFCSS)算法，有效地将分支故障导致系统错误的概率从33.7%降低为3.1%[5]。但是，CFCSS算法仍不能检测到伪分支错误、基本块内部控制流转移错误。文献[6]通过添加硬件看门狗来检查程序的控制流错误。文献[7]通过采用市场上常见的调试接口模块能够有效及时地检测到控制流错误。

针对数据流错误，利用时间或空间上的冗余来验证数据的有效性是一种行之有效的方法。N版本程序法(N-Version Programming, NVP)为目标功能设计了多种可能实现方式，从而保证至少有一种方式能够正确地执行[8]。数据重表达法(Data Re-expression Algorithm, DRA)采用多种不同的方式表达同样的数据，执行相同的程序，从而能够检查并恢复数据流错误。编译器级容错技术通过复制程序指令，在一定检查点插入比较指令来判断程序执行结果的正确与否，其典型的算法包括EDDI[9]、ED4I[10]、SWIFT[11]等。

文献[12]将软硬件方法结合在一起，仅用一个低端现场可编程门阵列(Field Programmable Gate Array, FPGA)便极大提高了处理器的容错能力。文献[13]从综合阶段入手优化数据通路对瞬时故障的容错能力，将芯片的功耗降低了约48%。文献[14]着重对专用于图像处理和机器学习的分布式数据流处理系统进行了容错设计。文献[15]将数据流应用映射到多个虚拟处理器上，从而减小了容错所需的总面积。

本文采用重复执行被标记指令的策略来检测并纠正由单粒子翻转效应引起的数据流瞬时故障。本文的主要创新与贡献包括：

1)实现了一种可灵活标记复算指令的机制。该机制以较小的硬件开销与性能降低为代价，能够检测出指定指令在执行期间是否发生数据流错误。

2)对于标记为复算的指令，实现了时间上的三模冗余纠错机制。若第一次复算结果与初始结果不相等，将自动执行第二次复算，并根据少数服从多数的原则，对数据流错误进行纠正。

1 标记指令复算与纠错机制

1.1 总体结构设计

单粒子翻转故障是一种瞬时故障，其故障持续时间很短。因此通常假设单粒子翻转故障发生的同时，错误也立即产生，即没有故障延迟。又因单粒子翻转故障触发的时刻、位置都是随机不可预测的，所以连续两个不同时刻，在同一位置发生同一类型的瞬时故障的概率非常微小。鉴于此，本文提出在连续的指令周期里重复执行被标记的指令来检测并纠正瞬时错误结果的容错机制。

从宏观上看，关于标记指令复算机制的改进主要集中在如图1所示的深灰色方框中，关于标记指令纠错机制的改进主要集中在如图1所示的浅灰色方框中。纠错的核心思想是：由编译器对关键或易错指令进行复算标记的赋值，并将复算标记一同存入指令存储器中；复算标记与其所对应的指令一同流入处理器内核，最终一同发射给运算逻辑单元(Arithmetic Logical Unit, ALU)；ALU部件根据所接收到的标记，由复算纠错状态机RCC_FSM生成反馈信号作用于itcm_ctrl和ifu两个模块，从而控制下一条指令是否流出。本文主要对以下两种情况进行纠错：①涉及写寄存器文件的指令，包括load指令，以寄存器文件为目标地址的逻辑运算指令、算术运算指令等；②条件分支指令。对寄存器文件写操作的纠错主要由寄存器文件备份模块Reg_bak来完成；对条件分支指令的纠错主要由跳转状态位的备份模块Bjp_bak来完成。Reg_bak模块根据备份数据与复算数据的比较结果，控制寄存器文件的写回模块Wbck，进而决定是否对寄存器文件进行写操作。Bjp_bak模块根据备份跳转位与复算跳转位的比较结果，控制分支指令的跳转模块Isjp，进而决定是否冲刷掉已经推测预取到指令缓冲Ins_buf中的后续指令。

图1 标记指令复算与纠错机制结构框图Fig.1 Architecture of the recomputation and correction mechanism for tagged instruction

1.2 标记指令复算机制的具体实现

在基于RISC-V指令集的开源内核“蜂鸟e203”[16]上实现该标记指令复算与纠错机制，后文将以“蜂鸟e203”内核为例，详细阐述该容错机制的具体实现过程。

“蜂鸟e203”内核是一款超低功耗2级流水线处理器核，支持RISC-V指令集以及RV32I/E/A/M/C/F/D等指令子集的配置组合。其结构框架如图2所示。私有的指令紧耦合存储 (Instruction Tightly Coupled Memory, ITCM)与数据紧耦合存储(Data Tightly Coupled Memory, DTCM)(未画出)可在分离存储指令与数据的同时提高性能。其中ITCM SRAM虽然主要用于存储指令，但也可以用于存放数据并用load和store指令进行访问。其电路实例化模块是图2中的u_e203_srams，位宽为64位，大小为64 KB。虽然RISC-V指令集里指令的最大宽度是32位，但为减小读取功耗与延时，“蜂鸟e203”中的 itcm_ctrl模块依然适时地从ITCM中读出一整行的64位数据。为解决指令位宽不匹配的问题，“蜂鸟e203”里设计了ift2icb模块。该模块的主要功能是把读出的64位指令分解成32位并暂存。由于“蜂鸟e203”是单发射、顺序执行、顺序提交的体系结构，而乘法、除法等多周期指令必然导致流水线的停滞，因此，itcm_ctrl的另一个功能是根据当前处理器所处的状态，决定输出指令来源于上一条正在执行的指令还是接受缓冲区(Ins_buf)中新的指令。由于RISC-V指令集是变长指令集(同时支持32位指令和16位指令)，所以取指令部件ifetch需要对指令进行预译码，判断当前32位指令数据是一条完整的32位指令还是两条16位指令，抑或是上一条32位指令的低16位与下一条32位指令的高16位等。ifetch部件最终为执行部件u_e203_exu提供一个32位“指令束”ifu_o_ir。当待发射指令是32位指令时，ifu_o_ir的高16位来源于一个16位ifu_hi_ir触发器中的新值，低16位来源于一个16位ifu_lo_ir触发器中的新值。而当待发射指令是16位指令时，此时ifu_o_ir的真实有效指令只有低16位，其高16位数据此时是无关值。因此，ifu_o_ir的低16位来源于ifu_lo_ir触发器的新值，而其高16位用ifu_hi_ir触发器的旧值进行填充。上述整个阶段是“蜂鸟e203”流水线的第一级，可归纳为“取指”，驱动数据主要是“指令流”。指令流在第一级流水线中经历了“64位→32位→16位→32位”的变化。“蜂鸟e203”流水线的第二级可归纳为“执行”，主要负责指令的译码、执行、写回、提交等功能，驱动数据主要是“数据流”。在本文所实现的容错机制中，标记指令复算部分的改进主要在流水线第一级进行，而纠错部分的改进主要在流水线第二级进行。

图2中的阴影矩形与阴影连线分别表示了指令复算标记所存储的位置与传输的路径。本文为每16位指令数据添加了1位初始标记init_tg。因此，“蜂鸟e203”第一级流水线里的指令流带宽被相应调整成了“68位→34 位→17位→34位”。在所有指令需要暂存的地方，也都对其存储部件进行了位宽扩展。比如：u_e203_srams从64位扩展为68位，Ins_buf从32位扩展成了34位，ifu_hi_ir/ifu_lo_ir从16位扩展成了17位。每1位复算标记与其所对应的16位指令数据同时进入每一个模块，经历相同的路径，缓冲相同的时间，最后同时由ifetch模块输出给译码模块Decode。

在ifetch部件最终输出的32位“指令束”ifu_o_ir中包含2位指令复算标记rc_tg(tg_hi，tg_lo)。最终指令的复算情况与此二位复算标记的取值存在如表1所示的关系。

图2 “蜂鸟e203”内核指令流示意Fig.2 Instruction flow path for “Humming bird e203”

表1 rc_tg取值与指令复算的关系

本文的指令初始标记init_tg是由编译器根据目标指令在应用程序中的关键性与易错性来赋值的。指令关键性越强，易错性越高，则相应的init_tg就置为1，反之则置为0。所以对于32位指令不复算的情况，可以由编译器在编译时指定其两段16位的指令数据所对应的init_tg=00。由表1可以观察得到，无论是32位指令还是16位指令，需要进行复算时，其tg_lo=1；不需进行复算时，其tg_lo=0。所以只需根据tg_lo的值即可判定所有指令是否应该进行复算。当tg_lo=0时，按照常规步骤进行指令的译码、执行、写回等操作后将发射下一条新的指令。当tg_lo=1时，当前指令提交之后，复算纠错状态机RCC_FSM将停止从ITCM中读取新的指令，并保持ifu_o_ir所输出的当前指令不变，重新再执行一次。实施该种机制的硬件只需两个时钟门控单元，如图2所示的阴影椭圆CKG。

这种实现方式有以下三个优点：①相比于在编译器级插入复算指令的做法，该方法只引入了1位的复算标记，极大节省了程序存储空间；②相比于从ITCM中重新读取一次复算指令的做法，避免了对程序计数器使用大量复杂的控制逻辑，同时也节省了将复算指令从ITCM读到ift2icb再到经ifetch整合并输出给执行部件所消耗的功耗与延时；③相比于引入一个额外的指令缓冲区来存储已发射并需要复算的指令的做法，本文节省了一个至少32位宽的指令缓冲区面积。

1.3 标记指令纠错机制的具体实现

如图1所示，标记指令的纠错机制主要由复算纠错状态机RCC_FSM和备份冗余模块(Reg_bak与Bjp_bak)构成。

复算纠错状态机RCC_FSM的主要功能是：根据指令的标记情况、提交情况决定是否执行复算；根据原指令结果与第一次复算结果的比较情况，决定是否进行第二次复算。其状态转移如图3所示。

图3 RCC_FSM的状态转移Fig.3 State transition diagram of RCC_FSM

有3个信号决定RCC_FSM的状态转移：

1)Tag信号：Tag=1时，表示被标记指令需要进行复算；Tag=0时则不进行复算。

2)cmt_valid信号：cmt_valid=1时表示原指令已经执行完毕，下一周期将取下一条指令。

3)final_assure信号：final_assure=0时，表示复算结果与备份结果不相等。

默认情况下，RCC_FSM处于None状态，即不进行复算状态。在此种状态下，只有当Tag=1(也即tg_lo=1)且cmt_valid=1时，才会跳转到Repeat状态。其他情况下，都将保持None状态不变。

当正在进行复算或者已经进行过一次复算时，RCC_FSM则处于Repeat状态。在此状态下，只有两种类型的输入能够使RCC_FSM继续保持在Repeat状态：

1)Tag=1且final_assure=0。此种情况的含义是：第一次复算已经完成并已与原始指令的结果进行了比较，发现连续两次执行的同一条指令结果不相同，因此需要对该指令进行第二次复算，通过三模冗余的方式进行纠错处理。

2)Tag=1且cmt_valid=0。此种情况常发生在被复算的指令是多周期指令时。

其他输入模式下，状态机都将跳回到None状态。

Reg_bak与Bjp_bak模块其实都是备份冗余模块rddt的实例化，只是各自备份的数据位宽不同而已。rddt模块主要由两个数据缓存单元、两个比较器、一个计数器、一个3路选择器，一个或门构成。因为Reg_bak需要备份将要写进寄存器文件的32位数据，所以其数据位宽是32位；而Bjp_bak只需要备份指示条件分支指令是否跳转的1个状态位，所以其数据宽度是1位。

备份冗余模块运行过程的时序情况如图4所示。若目标指令不是复算指令(即图4所示的单周期指令Inst1)，写使能信号Wen=0、比较使能信号CP_en=0，备份冗余模块并不对备份数据信号Din进行暂存和比较。计数使能信号Cnt_en一直等于0，因此提交确认信号cmt_assure一直为1。只要该指令执行完毕，便可立即提交。

图4 rddt模块时序图Fig.4 Timing diagram of rddt

若目标指令是复算指令(即图4所示的单周期指令Inst2)，则：①在原指令执行期间，内部计数值Cnt=0，CP_en=0，因此cmt_assure=1。Wen=1，所以Din将原始指令执行的结果存入第一级缓冲中。②在第一次复算期间，CP_en由0变为1， Cnt此时由0变为1，因此cmt_assure=CP1。若CP1=1，说明复算结果与备份数据相等，从而可以顺利提交该指令；若CP1=0，说明复算结果与备份数据不相等，需要继续执行第二次复算。此时Wen=1，原始执行结果被传到第二级缓存，第一次复算结果被存进第一级缓存。③在第二次复算期间，Cnt由1变为2。第二次复算的结果将分别与原始结果和第一次复算结果进行比较，并把CP1|CP2赋给cmt_assure。

2 理论分析

本文提出的标记指令复算纠错机制主要是针对由宇宙辐射所导致的数据流瞬时错误。因此，对于某一个特定的指令，在不同的时刻发生单粒子翻转效应的概率相等。对于某条执行周期为n的指令，假设其每个周期中数据流出错的概率为p。

在不复算的情况下，该指令执行正确的概率：

Pr=(1-p)n

(1)

在不复算的情况下，该指令执行错误的概率：

Pf=1-Pr=1-(1-p)n

(2)

在复算的情况下，两次均执行正确的概率：

Prr=(1-p)2n

(3)

在复算的情况下，一次执行错误、一次执行正确的概率：

Pfr+Prf=2[1-(1-p)n](1-p)n

(4)

在复算的情况下，两次均执行错误的概率：

Pff=[1-(1-p)n]2

(5)

在不利用中断程序辅助错误处理的情况下，采取本文提出的标记指令复算纠错机制，其最终能得到正确结果的概率为：

Pnew=Prfr+Pfrr+Prr

=2[1-(1-p)n](1-p)2n+(1-p)2n

(6)

在不复算也不利用中断程序处理错误的情况下，其最终能得到正确结果的概率：

Pold=Pr=(1-p)n

(7)

所以指令i正确执行的概率增加了：

ΔP=Pnew-Pold=2[1-(1-p)n](1-p)2n+

(1-p)2n-(1-p)n

=-2t3+3t2-t=f1(t)

(8)

其中，t=(1-p)n。

若与中断机制相结合，则当三次计算结果均不一样时，可以通过中断程序报错，让操作系统进行相应的错误处理。此种情况的概率为：

Pint=2(1-p)n[1-(1-p)n]-

2(1-p)2n[1-(1-p)n]-

2(1-p)n[1-(1-p)n]·qn

(9)

其中：2(1-p)n[1-(1-p)n]表示的是标记指令被执行3次的概率；2(1-p)2n[1-(1-p)n]表示的是3次执行中2次正确、1次错误的概率；2(1-p)n[1-(1-p)n]·qn表示的是3次执行中2次错误、1次正确，且错误结果相同的概率。q表示出现错误且错误结果与之前的错误结果相同的概率，其数值远远小于p。比如，对某个深度为32、位宽为32的寄存器文件而言，若寄存器R0某个数据位发生单粒子瞬时故障的概率为p，则对于指定位(如最高位)发生单粒子瞬时故障的概率q=p/32。

因此，可以忽略2(1-p)n[1-(1-p)n]·qn项，则Pint≈2(1-p)n[1-(1-p)n][1-(1-p)n]。

同理，设t=(1-p)n∈(0,1)，则：

Pint≈f2(t)=2(t3-2t2+t)

(10)

所以Pint+ΔP≈f(t)=-t2+t。

f(t)max=f(1/2)=0.25，即：若与中断错误处理程序配合使用，标记指令复算纠错机制可把单个指令的检错能力最多提高25%。

对于一个包含s条指令的程序，假设没有复算纠错机制，每一条指令执行正确的概率是ti=(1-pi)ni，其中pi是第i条指令发生错误的概率，ni是执行第i条指令所需的时钟周期。则整个程序最终能正确执行结束的概率是：

(11)

若采用指令复算纠错机制，则整个程序最终能够正确执行结束的概率是：

(12)

所以对于整个系统而言，最终目标程序的容错能力提高了：

(13)

以本文所做的实验为例，假设整个程序中共s= 160条指令，所有指令都是涉及寄存器文件操作的单周期指令，任一时刻寄存器文件中的某个寄存器发生故障的概率pi=1/32，则对于每一条指令，其能正确执行的概率ti=(1-1/32)1=31/32，代入式(8)可得Δti=ΔPi=2.83%。

在没有复算纠错机制时，整个程序最终得以正确执行的概率Pori=(31/32)160=0.62%。

若采用复算纠错机制(不考虑中断辅助)，程序正确执行的概率为：

Prcc=(31/32+2.83%)160=62.33%

(14)

所以对于整个程序而言，本文提出的复算纠错机制将系统可靠性提高了：

ΔPtotal=Prcc-Pori=61.71%

(15)

3 实验结果

本文用6个来自riscv-test项目中的基准测试集对复算纠错机制进行测试。riscv-test是由RISC-V架构开发者在Github平台上维护的公共项目，其中包含一些测试处理器是否符合RISC-V指令集架构定义的测试程序，它们均由汇编语言编写。本文的重点是从硬件上建立指令复算和纠错机制，而非在软件上优化编译器使之能根据指令的重要性和易错性自动添加复算标记。所以在整个实验过程中，复算标记是在ITCM初始化文件中手动添加的。

本文对逻辑运算测试集or、and、xor和算数运算测试集add、mul、div分别进行了100次容错实验。因为在上述6个测试集中也包含有分支跳转指令，因此通过对其中的分支跳转指令添加复算标记，也可以顺便完成对Bjp_bak纠错模块的测试。其中故障注入是通过在测试文件tb_top.v中利用force和release语句，在指定时刻对随机信号产生随机干扰完成的。为降低故障注入的复杂度并便于调试，本文在每个时钟周期上升沿之后，只针对32个通用寄存器文件进行随机故障注入，每次故障持续的时间都最长不超过一个时钟周期。虽然只针对寄存器进行了故障注入，但是该方法可以模拟整个寄存器文件读、写以及运算执行过程中所覆盖的硬件的全部故障，即达到了本文想要检测并纠正数据流瞬时故障的初衷。因此，对于每个时钟周期，每个寄存器文件出错的概率p=1/32。每个“蜂鸟e203”寄存器文件的数据位宽是32位，因此对于指定寄存器的指定位发生错误的概率q=p/32。

图5展示了在100次随机故障注入的实验中，引入标记指令复算与纠错机制前后各测试集错误执行的次数。其中，空白条BF表示未引入复算纠错机制前，测试程序能够顺利完成但得到的是错误结果的次数；灰色填充条BD表示未引入复算纠错机制前，测试程序由于数据流错误，导致其中某些分支跳转指令跳错方向，从而陷入死循环无法正常退出的次数，即伪分支错误；绿色填充条AF表示引入复算纠错机制后，测试程序能够顺利完成但得到的是错误结果的次数；红色填充条AD表示引入复算纠错机制后，测试程序由于数据流错误，其中某些分支跳转指令跳错方向，从而陷入死循环无法正常退出的次数。

从or、and、xor的实验数据中可以看出，未改进之前，逻辑运算内在的容错能力十分微弱，在100次随机故障注入的实验中，没有一次能够正确运行完毕。对于算数运算测试集add、mul、div，在未引入复算纠错机制之前，出错概率也为100%。当引入复算纠错机制和中断处理机制之后，从图5可以看出错误执行概率大大减小。其中，执行完毕但得到错误结果的概率(彩色条长度相对于灰白条长度)平均减小了约89.82%，说明标记指令复算与纠错机制能够有效地检查并校正数据流错误。另外，伪分支错误的概率(红色填充条长度相对于灰色填充条长度)平均减小了40%。

图6展示了在100次故障注入实验中，在引入本文所提出的标记指令复算与纠错机制之后，程序最终得以正确执行的次数。从中可以看出，在本文所提出的标记指令复算与纠错机制和中断处理程序的配合下，6个测试集平均有86.67%的概率能够正确完成程序的指定任务。对于单周期指令or、and、xor测试集而言，实验数据表明在只有复算纠错机制的情况下，其正确执行的概率平均为[(65+77+61)/300]×100%=67.67%，与第2节理论分析中得出的62.33%相吻合。

对于mul、div等多周期指令，随着指令周期数n的增大，单条指令受到随机故障影响的概率也越大。因此单条mul、div指令正确执行的概率将变小，从而导致通过两次复算进行纠错的成功率也将大大降低。尽管如此，本文提出的复算与纠错机制可以根据原始计算与两次复算结果的不同，检查出数据流错误并报中断程序进行系统级纠错，从而成功保证程序得以正常执行。从图6的实验数据可以发现，对于mul测试集和div测试集，其通过两次复算成功纠错的次数分别只有27次和1次，但分别有62次和99次通过报中断处理程序得以纠正错误，保证程序的正确执行。

图5 程序执行错误的次数Fig.5 The number of program failures

图6 程序正常执行完毕的次数Fig.6 The number of program successes

4 结论

本文提出了一种标记指令复算与纠错机制。通过编译器对每16位指令数据插入1位复算标记，并引入一个复算纠错状态机RCC_FSM来监控指令流中的标记，可以对标记为复算的指令进行复算。通过引入Reg_bak和Bjp_bak两个备份纠错模块，若写入寄存器文件的数据或者分支跳转的方向在第一次复算时的结果与原始运算结果不同，可自动进行第二次复算。根据少数服从多数的原则，可自动纠正错误从而得到正确结果。若三次运算结果均各不相同，则可自动触发中断机制，交由系统级容错软件进行处理。

所提出的标记指令复算与纠错机制的优点有：

1)对软件程序所需的内存开销较小。因为没有直接插入完整的冗余指令，而只是插入了是否复算的标记位。

2)对芯片的硬件开销较小。采用时钟门控的做法，避免了在原有的硬件基础上增加复杂的控制逻辑。整个内核只需引入一个复算纠错状态机RCC_FSM。可根据具体的需要，针对易错部件灵活地插入备份纠错模块。

3)对程序执行时间的开销较小。在程序复算的过程中免去了重新取指的过程，可以直接重新发射。而且仅在第一次复算结果与原始结果不同时，才进行第二次复算。

然而，本文的工作也仍存在不足：

1)虽然用额外添加标记位的方式来表达指令复算的需求可以节省存储空间，但同时也要求软件工程师能分析出易出错的指令，抑或是将容错能力纳入编译器中，使编译器能够对易错指令进行自动标记。下一步研究将对RISC-V编译器进行优化和改进，使之能自动分析出指令的易错性和重要性。

2)虽然二次复算可以避免传统硬件三模冗余结构带来的面积与功耗开销，但是对于出错率高、执行周期长的指令而言，可能会降低整体程序的性能，因此，本文提出的结构可能更适合于出错率相对较低的环境。

3)最终实验时，只选取了功能单一的测试向量并且最终的故障注入实验只针对寄存器文件中的32个通用寄存器进行了等概率的随机故障注入，其主要原因是缺乏具有标记容错能力的编译器与真实的辐射实验环境。事实上，不同指令所调用的部件、执行周期长短都各不相同，因此其真实的出错概率并不一样。后续将研究建立更精确的故障注入模型，利用改进后的编译器产生更多贴近真实情况的程序，从而更好地模拟复算纠错机制对系统容错能力的提升。