题目

在无转发机制的五段基本流水线中，下列指令序列存在数据冒险的指令对是（ ）。

I1: add R1, R2, R3;         // (R2)+(R3)→R1
I2: add R5, R2, R4;         // (R2)+(R4)→R5
I3: add R4, R5, R3;         // (R5)+(R3)→R4
I4: add R5, R2, R6;         // (R2)+(R6)→R5

错因

A

I1 和 I2 都"用了 R2"，但 I1 是 (R2)+(R3)→R1、I2 是 (R2)+(R4)→R5——两条都是读 R2，没有谁写 R2。"两条都读同一寄存器"叫 RAR（读后读），不会冲突，因为读不会改变寄存器的值。只有一方写、另一方读才构成数据冒险。

C

I2 写 R5、I4 也写 R5，这是 WAW（写后写）。考生把 WAW 当成了数据冒险，但 408 选择题里"数据冒险"通常专指 RAW（写后读）。在五段顺序流水线里，WAW 由于"按程序顺序进入 WB 阶段"自然有序写回，不会出错。WAR（读后写）同理也不构成问题——五段流水里 ID 阶段读发生在 WB 阶段写之前，顺序天然满足。

D

I3 和 I4 没有真正的"前者写、后者读"对应关系：

• I3 写 R4 → I4 读的是 {R2, R6}，没有 R4
• I4 写 R5 → 但 I3 在 I4 之前，I3 不可能"读 I4 还没写出来的 R5"（I3 读的 R5 来自更早的 I2）

挑选 D 的人多半是看到"R5"在两条里都出现就直觉判定，没区分"读"和"写"的具体方向。

总解析

第一步：列出每条指令的"写"和"读"寄存器

指令	写	读
I1: add R1, R2, R3	R1	R2, R3
I2: add R5, R2, R4	R5	R2, R4
I3: add R4, R5, R3	R4	R5, R3
I4: add R5, R2, R6	R5	R2, R6

第二步：逐对找 RAW（前者写、后者读同一寄存器）

• I1 写 R1：后续 I2、I3、I4 都不读 R1 → ✗
• I2 写 R5：I3 读 R5 → ✓ 命中，存在 RAW 数据冒险
• I3 写 R4：I4 读 {R2, R6}，无 R4 → ✗
• I4 写 R5：后续无指令 → ✗

只有 I2-I3 一对存在 RAW 依赖。

第三步：从时空图直观看 I2-I3 的冲突

按"理想推进"画时空图（暂不画 stall）：

观察 R5 的生产者 I2 和消费者 I3：

• I2 在 第 6 周期 才到 WB 阶段（写回新 R5）
• I3 在 第 4 周期 就在 ID 阶段读寄存器了

I3 读 R5 的时刻（第 4 周期）早于 I2 写 R5 的时刻（第 6 周期）——读到的是 R5 的旧值，结果错误。这就是"无转发情况下，I2-I3 之间必须插入 stall 来等待"的原因。

最终答案是 B（I2 和 I3）。

判定口诀：

408 选择题里的"数据冒险" = RAW（写后读）。逐对检查"前者写哪个寄存器、后者是否读它"即可——

• 读后读（RAR）：两条都只读，无冲突
• 写后写（WAW）/ 读后写（WAR）：在五段顺序流水线里自然有序解决，不算数据冒险
• 写后读（RAW）：唯一需要 stall 或转发处理的真正数据冒险