分支冒险与错误路径清除

形式陈述

在本单元五级模型中，beq在EX读取经过转发的两个源值，周期末决定是否跳转及目标；IF此前按PC+4连续取指。若跳转成立，本周期ID和IF中的两条年轻指令属于错误路径。

恢复动作是在该边沿把下一取指PC设为目标、将下一IF/ID和ID/EX置为无效。分支本身和更老指令继续前进。下一周期IF开始取目标，因此此模型的一次taken分支引入两个空发射位置。未跳转没有此罚时。

这里的“按未跳转预测”是实现策略，flush是取消错误推测的机制。RV32I没有架构可见的分支延迟槽，不允许把分支后的第一条错误路径指令保留下来执行。

双态分支方向预测用按PC索引的二位计数器替换固定猜测：先给方向，真实结果出现后才训练，允许不同PC共享同槽并互相干扰。它只改善可能的猜测，不提供目标地址或取消错误路径的机制；本页两槽清除结论仍受自己的EX末决断时序约束。

直觉

分支决断晚于取指，处理器先走了一段尚未获准的路。只要这些年轻指令还没有产生无法撤回的架构副作用，就可以把valid清零，再从正确目标重新开始。

清除的是指令的有效身份，不是把所有数据导线都擦成零。无效槽里即使还残留地址或旧值，也必须因valid和写使能的约束而不能写寄存器或内存。

例子与边界

取下面片段，x4=0，x7=11：

0x10: beq  x4,x0,+12
0x14: sw   x7,0(x1)
0x18: addi x6,x0,99
0x1c: lw   x5,0(x1)

当beq在EX时，store在ID、addi在IF。EX末比较相等，目标 $0x1c$ ，两条年轻指令均被清除。下一周期IF取lw；旧内存没有被store改成11，x6也不变。若只清IF/ID而不清将进入ID/EX的store，下一周期它会继续算地址，随后错误写内存。

若beq紧随 lw x4,32(x1)，且旧x4=1、load将读得0，应先经load-use互锁，随后用load的0作比较。用ID读出的旧1会错误地不跳转；即便flush逻辑本身正确，也救不了错误条件。

另一个实现若到MEM才重定向，可能要清除三个年轻位置；若在ID可靠地完成比较，也可能更早恢复。两者都可以实现相同ISA。本文的两槽结论只由“EX末决断、每周期单发、下周期目标IF”三项条件推出。

若目标恰好已经在某个年轻槽内，本文仍按统一规则清除并重新取它，没有额外复用优化。计算周期不能一会儿采用统一flush，一会儿暗中保留碰巧正确的指令。

推论与应用

分支恢复的安全性来自副作用的先后关系：本文年轻store尚未到MEM，年轻寄存器写尚未到WB。更激进的实现必须用其他办法延迟提交，不能只照抄两个valid位的清零。

在更早的取指一侧，带标记目标缓冲先给出候选nextPC；命中只说明PC身份匹配，不保证这次目标正确。若年轻分支已修改历史或返回栈，多在途预测状态恢复还要取消其预测记录，恢复完整检查点，并把表训练推迟到按序提交。

内存依赖违例重放给出另一种年轻后缀取消：load先越过未知老写，老地址揭晓后以来源年龄检测冲突。恢复除清除load结果，还必须取消所有年轻衍生地址和store数据，并使旧代次token失效；顺序退休防止这些暂定值提前成为架构副作用。

完整终点任务在周期9做taken恢复；错误路径store正好是可核验反例。正确轨迹不含这次访问，因此缓存模拟器也不应凭“取指看见过store”就把它加入数据trace。

参考资料

RISC-V International，RV32I 2.1，固定文档版 v20260120，§1.1.5，控制转移没有架构可见延迟槽。
UC Berkeley CS61C，Control Hazards，课程笔记，访问于 2026-10-08。该笔记的示意模型在MEM重定向；本页明确选EX末重定向，清除数量由本页规则推导。