重排序缓冲与顺序退休

两条进度线 ​

后端可以先算I2，再算I0；ROB却不能先把I2从队列中拿走。这像先完成了后面的草稿，但尚不能把它算作已确认的记录。等I0正常结束，退休位置才能向前移。

“顺序退休”也不等于“所有较年轻工作都要等较老工作结束才开始”。年轻结果可以在物理版本中暂存，还能继续供其他年轻指令使用。被限制的是不可撤销的架构效果，尤其是STORE。如果内存已经被写坏，仅把寄存器映射恢复并不能撤销那次写。

周期5发现故障，周期10才交给软件 ​

初始寄存器 [0,2,3,4,0,9]、内存槽0为31，11个物理位置、ROB容量8，执行：

I0: MUL   r1,r2,r3
I1: DIV   r4,r2,r0
I2: CONST r1,99
I3: STORE [0],r3
I4: ADD   r5,r2,r3

I0应得到12；I1除数为0，因此正确异常前缀只包括I0。后面的99、STORE值4、r5值7都不应对架构可见。

按共同周期规则，I1在周期5发布除零错误，I0仍在乘法单元运行。此时不立即清空机器，否则会丢掉应完成的I0。I2在周期6把99写进p8，I3在周期7准备好STORE数据4；这两项都只在推测状态里。

注意周期8发布12之后，架构r1仍是2，因为当周期退休阶段已经过去。周期9才把C的r1项由p1改成p6。周期10正式报告异常时，寄存器为 [0,12,3,4,0,9]，内存仍31。

恢复后两映射都为 [p0,p6,p2,p3,p4,p5]，空闲集合为 {p1,p7,p8,p9,p10}。C不曾指向保存99的p8，也不曾指向保存7的p9，因此这些值算出来过仍不影响软件看到的前缀。

三种看似省事的错误 ​

谁先DONE就退休谁。 正常片段的I2在周期5已DONE，若马上令r1=7，而较老I0稍后又提交12，最终r1会停在旧版本。即使重新安排寄存器覆盖顺序，也仍需处理更老异常，不能用“最后一次写回获胜”代替程序年龄。

首次收到错误就清空。 异常片段周期5若立即报告，已提交r1还是2，正确故障前缀却要求I0的12。故障的发现时刻与允许报告时刻不同。多条指令都出错时，同理只允许最老应到达的故障控制前缀，不能按错误消息先后来选择。

STORE一算好就写内存。 周期7若把4写入槽0，周期10清空ROB也不能把它自动变回31。参考器实际修改这一处后跑到异常，得到错误内存4；寄存器恢复成功并不足以挽救精确性。

清空队列不等于取消将来的结果 ​

另取 DIV r0,r1,r2; MUL r1,r1,r1，初值 [8,2,0]，乘法延迟30。DIV在周期4发布除零，周期5便到队首报告；年轻MUL已于周期3发射，本来要到周期33才允许发布。

正确恢复必须删掉这条未发布完成记录。参考器恢复后执行单元表与ROB都为空，架构值仍 [8,2,0]。只把ROB清空、还让周期33的旧结果继续写原标签，可能在编号重新分配后破坏另一条指令。若真实外设或执行单元不能取消，需用代次标识丢弃迟到结果等额外机制；本页不把“清空列表”推广成外部取消保证。

精确前缀证明 ​

归纳不变量是：已提交寄存器和内存等于顺序解释器执行前k条正常指令后的状态，且这k条恰是已经退休的连续前缀。

初始k=0成立。重命名、发射和结果发布只改变推测位置、执行记录或DONE/fault，既不改C，也不改内存，所以保持架构状态不变量。

无错误队首退休时，它就是第k条未提交指令。源标签与就绪证明保证其结果等于顺序机器在当前前缀后的执行结果。若写寄存器，把C中该名字改指正确新版本；若是STORE，用已经捕获的正确值更新正确槽。其他架构位置不变，所以得到k+1前缀。

若队首有错，较老前缀已全部退休；本条没有执行架构写，年轻项也从未越过它退休。取消推测状态不改变C与内存，因此保留的恰是故障前的正确前缀。这里同时使用了三个接口：重命名保证输入来自对的版本，就绪规则保证拿到真的结果，队首退休保证只有正确前缀被承诺。

容量回收与实现费用 ​

ROB满时只停止接收新指令，不停止发布和退休。正常项离开队首释放ROB位置；寄存器写还释放一个旧物理版本。以一个额外物理位置、一个ROB项运行时，机器可以退化为逐条完成，不需要为了腾空间先破坏架构顺序。

参考器用deque存ROB，队首出队为常数；动态执行选择另扫描至多Q项。正常单项退休只改常数个映射/集合或一个内存槽，以整数和散列表操作为单位计费；异常清理与空闲重建为 $O(Q+P+L)$。全周期还有结构不变量检查，保守费用见就绪页，不能把测试版本只报成常数退休。

机器本体需要 $O(P+L+Q+M)$ 个记录，M为当前存过的不同内存槽数，最多四条运行记录。可选事件日志每周期至多四项，每项只有固定数量标签或值，正常日志占经过周期数的线性空间；异常日志还列出至多Q个取消项。公开自查为了比对每个提交前缀另保存顺序快照，额外可达 $O(n(L+M))$，n是程序长度。这些测试快照不是ROB自身的存储成本，任意精度整数另计大小。

完成、退休、可见与持久并非一回事 ​

本教学STORE在退休一步原子更新抽象内存，所以内存可见性与本页退休对应。真实处理器可先把store标为已提交，再由存储缓冲排出；处理器间何时观察到它由内存模型规定，写入何时持久又取决于存储系统。ROB的精确异常证明不单独提供多核顺序或断电持久化保证。

同样，本文没有分支预测恢复、推测load、地址别名检查、缓存副作用或瞬态执行安全保证。软件看见正确前缀不代表内部没有产生其他可观测的微架构痕迹。把范围限定清楚，才能将本页的退休证明接到更完整机器，而不是把“有ROB”当作所有推测问题的答案。