“本页组合物理版本与标签就绪执行：计算结果先写物理目的，DONE仅表示结果或错误记录已经到齐。程序可观察的寄存器值始终是 $\operatorname{PRF}[C[r]]$，其中C是已提交映…”
第一条乘法还要等六个周期，第三条却只是把常数7写进自己的新版本。让第三条也排着不动很浪费，但“往前挑一条能做的”必须有准确条件：它需要的值都到了吗，执行单元空着吗，结果算好后有地方发布吗？动态发射把这些条件放到每个周期重新判断。
形式陈述
发射许可不是程序位置
输入是按程序序经过物理寄存器重命名的有限指令流。每项保存不再改变的源标签、一个动态年龄和目的标签；物理寄存器各有ready位。等待项I可发射，当且仅当：
本页每周期至多发射一个满足条件的候选，选动态年龄最小者。较老指令若不满足条件，不阻止其他单元的就绪指令被选中；“最老就绪”不同于“无论是否就绪都只看最老一条”。官方BOOM文档区分操作数存在、端口适配与年龄选择；下面再固定一个更小的可复算机器。[1]
CONST/ADD共用ALU，MUL、DIV、STORE各用一台专属单元。每台都非流水化：从发射到结果发布一直占用，不能在前一条尚未发布时接下一条同类工作。延迟分别为1、6、2、1周期，迁移实验允许改成任意正整数。
发射时读取全部固定源的值，捕获运算输入。若在周期c发射、单元延迟为d，则最早在
一个结果端口与完整周期边界
所有单元共享一个结果发布位置。每周期从“延迟已经到期”的运行项中选最老一项发布；其他项保留结果并继续占住单元。正常寄存器结果写入目的标签并置ready；除零只记录fault，不把一个虚构数值标成ready；STORE只保存准备好的数据，不写内存。
每周期严格依次执行四步：
| 阶段 | 至多做什么 | 可以看见本周期之前哪些阶段的变化 |
|---|---|---|
| 退休 | 队首已DONE的项退休；队首fault则恢复并结束本周期 | 上周期之前已经发布的结果 |
| 发布 | 一个到期结果变DONE，写物理值/ready或记录fault | 本周期刚释放的资源 |
| 发射 | 一个最老可发射项开始执行 | 本周期刚发布的源值及空出来的单元 |
| 重命名 | 下一条程序指令入窗 | 本周期退休释放的物理位置及ROB空间 |
刚重命名的项最早下一周期发射；刚发布的值可以同周期供已有消费者发射；刚发布的项却不能倒回本周期已结束的退休阶段。这些规则是本文模拟器的契约，不是所有处理器的时序。完整参考器直接按这个顺序执行。
直觉
等待的理由不止一个
源未就绪是数据等待：I1要p6，乘法还没把12放进去。单元忙是结构等待：另一条ADD即使源齐全，ALU还留着前一结果就不能接它。结果端口冲突是发布等待：两个单元都算好了，本周期仍只能挑一份结果。
ready也不是“已经退休”。第三条产生的7可以供第四条使用，而前面的乘法仍未退休；两条年轻操作都只写各自推测版本。最后由顺序退休决定哪些结果能被架构观察。没有这种延后承诺，单有就绪判断不足以处理异常。
例子与边界
同一片段从13周期算到每个值
使用重命名页的五条指令和初值，11个物理位置、ROB容量8。周期1重命名I0；周期2让它以3和4开始六周期乘法，并重命名I1。I1等p6，周期3无法发射，但仍可把独立I2送入窗。
| 指令 | 重命名 | 发射 | 最早可发布 | 实际发布 | 退休 |
|---|---|---|---|---|---|
| I0：MUL→p6=12 | 1 | 2 | 8 | 8 | 9 |
| I1：ADD→p7=15 | 2 | 8 | 9 | 9 | 10 |
| I2：CONST→p8=7 | 3 | 4 | 5 | 5 | 11 |
| I3：ADD→p9=11 | 4 | 5 | 6 | 6 | 12 |
| I4：STORE数据15 | 5 | 9 | 10 | 10 | 13 |
周期5先发布I2的7，再发射已经在窗里的I3，所以I3读到7和4。周期8先发布I0的12，再发射I1，读到12和3。I1没有因为“现在r1代表7”而换源，它固定等p6。
发布顺序为I2、I3、I0、I1、I4，退休顺序仍是I0到I4。周期10的STORE已经DONE，内存却仍是31；到周期13退休才变15。仅打印最终寄存器无法区分这些事件，终点要求同时交付两种顺序。
两个结果同时到期怎么办
把I1改为 DIV r4,r2,r0，I2改为常数99，再让I3是 STORE [0],r3、I4是 ADD r5,r2,r3。r0初值0。DIV在周期3发射、周期5到期；CONST在周期4发射，同样周期5到期。
发布槽优先选较老I1，记录除零。I2虽然已算完99，仍占住ALU到周期6发布。周期5可以发射别的单元上的STORE。之后：
- 周期6，I2先于到期的I3发布；ALU腾出，同周期可发射I4
- 周期7，I3先于I4发布，STORE数据4只被暂存
- 周期8，更老I0的乘法到期，再次让I4推迟
- 周期9，I0退休，I4才发布7
- 周期10，I1到退休队首，正式报告异常并清掉全部年轻项
I4的算术延迟只有1，周期6发射，却到周期9才发布。实际完成等待由共享端口决定，不能把每条“发射+算术延迟”都当作实际发布周期。
容量只影响可重叠的工作
正常五条片段保持初值和延迟不变，实际迁移为：
| 物理位置P | ROB容量Q | 总周期 | 前端阻塞记录 |
|---|---|---|---|
| 7 | 1 | 21 | ROB满13周期 |
| 7 | 8 | 19 | 无空闲物理位置11周期 |
| 8 | 2 | 15 | ROB满7周期 |
| 11 | 8 | 13 | 无这两类阻塞 |
计数器先检查ROB满，再检查空闲位置，所以同一周期不会重复记两类前端原因。表中最终寄存器和内存完全相同。扩大窗可能减少这个例子的等待，但不是“容量越大，任意程序都严格更快”的定理，也不能由周期数直接推出更高时钟频率。
推论与应用
为什么重排后的操作数仍正确
重命名已保证每个源标签对应顺序程序中的最近较老写者。初始版本的值正确且ready；设某项发射时全部源ready，归纳上每个源由其正确生产者写入。发射时读到的操作数因而与顺序语义一致，确定性算术得到同样结果或同样除零条件。
物理标签在仍有读取需要时不会回收，执行单元又捕获了实际操作数，所以其延迟期间后续映射变化不改变这次计算。发布只写本项独有目的标签，不覆盖别人的结果。异常项保持目的未就绪，使依赖它的年轻项继续等待，直到前缀退休逻辑把它们取消。
证明没有要求所有完成按年龄排序。年龄只在多个同时可发射或可发布的候选之间确定选择；数据正确性来自源身份与生命周期。更换合法仲裁策略可得到不同周期表，但必须另给公平性与资源进展论证。
有限进展的条件
固定有限程序、正且有限的单元延迟、无外部资源等待。若ROB非空，考虑最老未退休项：它的真正数据依赖都来自更老指令，这些指令已退休，所以它的源一定就绪，除非它本身已经完成或正在运行。
如果所需单元被年轻项占用，该项输入早已捕获，有限延迟后会进入发布集合。每次端口从到期项中取最老者；有限程序只有有限个竞争项，不会永远越过某个已经到期的项。单元最终腾出，最老项可发射、发布，然后退休或触发异常。依次推进这条论证，所有正常前缀最终完成。
前端因ROB满或无空闲标签而停，不冻结后端；后端退休会归还资源。若全部状态一起停住，就破坏了上述进展条件。无限输入流、不可取消外部运算、可永久失联的存储系统不属于这个有限证明；本页没有给真实处理器的实时截止期保证。
从扫描参考器到硬件
参考器按ROB年龄顺序扫描至多Q项选择发射，每项至多两个源；四个执行单元之间选发布项是常数规模。核心选择最坏为
硬件可以并行比较标签、维护存在位和用选择电路，但要付比较器、端口、布线与功耗。源文的快速唤醒还会利用确定延迟旁路，本页没有这种提前预测：只在真正发布后置ready。STORE本单元无地址计算、load或缓存等待，不能把这张表拿去评价有完整存储队列的处理器。
参考资料
- Berkeley Out-of-Order Machine，The Issue Unit，官方实现文档，访问于2026-10-10；Issue Slot、Issue Select Logic、Age-ordered Issue Queue、Wake-up各节。作为标签存在、单元可用及年龄仲裁依据；本文单发射/单发布/四台非流水单元均为明示教学选择。
- James E. Smith、Andrew R. Pleszkun，Implementing Precise Interrupts in Pipelined Processors，1988，§IV-D，印刷567页：让未退休结果提前服务消费者，同时保持架构状态的顺序边界。本文直接保留物理版本，没有复刻其ROB数据旁路电路。