Uma Arquitetura de Roteador Parametrizável para a Síntese de Redes-em-Chip

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1 istemas Embarcados Uma Arquitetura de Roteador Parametrizável para a íntese de Redes-em-Chip Frederico G. M. E. anto, Cesar Albenes Zeferino, Altamiro Amadeu usin Resumo As redes-em-chip ou NoCs (Networks-on-Chip) apresentam-se como a melhor alternativa para a interconexão de componentes nos futuros sistemas integrados em um único chip. Atualmente, existem diversos trabalhos científicos que investigam diferentes aspectos relacionados às redes-em-chip. Neste artigo, é apresentado o roteador ParI, o qual consiste de um modelo VHDL sintetizável e parametrizável de roteador para a construção de NoCs. Ele é baseado em uma biblioteca de componentes que oferece diferentes alternativas e implementações dos mecanismos associados ao encaminhamento de pacotes na rede. Com esse modelo, é possível realizar uma exploração do espaço de projeto de modo a obter uma NoC de menor custo que atenda aos requisitos de uma aplicação alvo. Além dos detalhes arquiteturais, o artigo apresenta resultados de síntese que demonstram a capacidade de se gerar, automaticamente, roteadores com diferentes características a partir de um único template. Palavras chave Redes-em-Chip, istemas Integrados. FPGA. I. INTRDUÇÃ desenvolvimento das tecnologias de fabricação de circuitos integrados está permitindo o aumento de novas aplicações de alta tecnologia e desempenho, como microcomputadores, telefones portáteis e televisores digitais. A tecnologia disponível atualmente suporta a construção de um sistema completo em um único chip, integrando processadores, módulos de memória e controladores de entrada-e-saída. Estes sistemas são denominados sistemas integrados ou ocs (ystems-on-chip), os quais têm suas metodologias de projeto baseadas no reuso de blocos previamente projetados e verificados denominados núcleos (cores ou IP-Blocks) [1]. reuso destes blocos está possibilitando o surgimento de empresas especializadas no desenvolvimento dos mesmos, que são comprados por empresas que realizam a integração de núcleos adquiridos de um ou mais fornecedores. s núcleos de um sistema integrado são interligados Este trabalho recebeu apoio do Programa Art. 170 da Assembléia Legislativa do Estado de anta Catarina. F. G. M. E. anto é acadêmico da Universidade do Vale do Itajaí CTTMar, Rua Uruguai, 458 C.P.350, Itajaí, C, CEP ( fremariani@inf.unii.br). C. A. Zeferino é professor da Universidade do Vale do Itajaí CTTMar, Rua Uruguai, 458 C.P.350, Itajaí, C, CEP ( zeferino@inf.unii.br). A. A. usin. é professor da Universidade Federal do Rio Grande do ul PPGC, Av. Bento Gonçalves, C.P.15064, Porto Alegre, R, CEP ( susin@eletro.ufrgs.br) através de uma arquitetura de comunicação, normalmente baseada em um ou mais barramentos compartilhados. Entanto, uma nova aboagem tem sido proposta pela comunidade cientifica, levando em consideração as limitações quanto ao desempenho de comunicação e o consumo de energia do barramento, o qual não atenderá aos requisitos dos futuros ocs, pois esses irão integrar de dezenas a centenas de núcleos em uma mesma pastilha. Essa nova aboagem, chamada redes-em-chip ou NoCs (Networks-on-Chip), aplica os conceitos das redes de interconexão para computadores paralelos, sendo que os núcleos do sistema integrado são considerados como os nodos de um multicomputador e são interconectados através de uma rede formada por roteadores e canais ponto-a-ponto. Neste artigo, é apresentada a arquitetura de um roteador para redes-em-chip, o qual é denominado ParI (Parameterizable Interconnect witch). Esse roteador é implementado como um modelo VHDL sintetizável e parametrizável, a partir do qual podem ser gerados, automaticamente, roteadores com diferentes características de custo e desempenho. Este artigo é estruturado como segue. Na eção 2, são apresentados conceitos básicos associados às redes-em-chip, assim como alguns trabalhos relacionados. A eção 3 apresenta e descreve a arquitetura do roteador ParI, enquanto que a eção 4 detalha as alternativas de mecanismos de comunicação implementadas. Na eção 5, são mostrados os resultados da síntese de diferentes roteadores baseados no roteador ParI. Concluindo, na eção 6, são apresentadas as considerações finais. II. REDE-EM-CHIP Uma rede-em-chip é constituída por um conjunto de roteadores e canais ponto-a-ponto que interconectam os núcleos de um sistema integrado [2]. Tipicamente, o modelo de comunicação utilizado é o de troca de mensagens (ou pacotes), sendo que a comunicação entre núcleos é feita através do envio e recebimento de mensagens de requisição e de resposta. Cada mensagem é constituída por: (i) um cabeçalho que sinaliza o inicio da mensagem, incluindo informações necessárias para seu encaminhamento pela rede; (ii) uma carga útil que inclui o conteúdo da mensagem; e (iii) um terminador que sinaliza o final da mensagem e pode ser até a última palavra da carga útil, desde que haja alguma informação adicional de enquadramento da mensagem. 469

2 Da mesma maneira que uma rede de interconexão para computadores paralelos, uma rede-em-chip é descrita pela sua topologia e pelos mecanismos de comunicação utilizados. A organização da rede sob a forma de um grafo caracteriza a topologia. s vértices do grafo são os roteadores e os canais são os arcos. s mecanismos de comunicação definem como as mensagens serão transferidas pela rede e abrangem o controle de fluxo, o roteamento, o chaveamento, a arbitragem e a memorização. controle de fluxo realiza a alocação dos recursos necessários para uma mensagem avançar pela rede e o roteamento define o caminho a ser tomado por uma mensagem para alcançar seu destino. A arbitragem resolve conflitos internos quando duas ou mais mensagens tentam acessar o mesmo recurso (canal de saída) e o chaveamento define como uma mensagem é transferida de um canal de entrada de um roteador para um de seus canais de saídas. Finalizando, a memorização determina o esquema de filas utilizado para armazenar uma mensagem bloqueada na rede quando um canal de saída por ela requisitado já está alocado para outra mensagem. Uma grande quantidade de artigos descrevendo arquiteturas de NoCs têm sido publicada recentemente. Fazem parte desses trabalhos publicados, as NoCs ocin (oc Interconnection Network) [3] e NoCGen (NoC Generator) [4]. bloco construtivo básico da rede ocin é o roteador RaoC, que além de permitir a configuração quanto ao número de portas, possui parametrização em três dimensões: largura dos canais de comunicação, profundidade dos buffers e largura da informação de roteamento no cabeçalho do pacote. Dessa maneira a rede pode ser configurada para diferentes aplicações. A NoCGen é um gerador de redes usado para criar NoCs e suporta a combinação de diferentes arquiteturas. A metodologia proposta pela NoCGen permite a criação de diferentes redes de interconexão sintetizadas a partir de um mesmo template (uma arquitetura de roteador canônico) e de uma biblioteca de componentes de roteador associados aos mecanismos necessário ao encaminhamento de pacotes na rede. projeto aqui apresentado consiste de uma versão da rede ocin que apresenta características de parametrização dos mecanismos de comunicação, de forma similar à metodologia utilizada na NoCGen. Por ser completamente parametrizável, essa versão foi batizada com o coome ocinfp (fully parameterizable). Para tal, foram feitas modificações na especificação original da rede ocin e foi desenvolvido um roteador parametrizável (denominado ParI Parameterizable Interconnect witch) e uma biblioteca de componentes para a síntese de roteadores baseados no ParI. A seguir, são apresentados aspectos associados à especificação da rede e da arquitetura do roteador. istemas Embarcados unit) sobre as quais é feito o controle de fluxo [5]. Essa técnica caracteriza-se por permitir que um roteador encaminhe um pacote recebido tão logo o canal de saída necessário esteja disponível. Em caso de indisponibilidade do canal, o pacote pode ficar bloqueado e armazenado em diferentes roteadores. A topologia de rede escolhida foi a grelha 2-D e o enlace utilizado é baseado no enlace da rede ocin, o qual é mostrado na Fig. 1.a. Ele possui dois canais unidirecionais, cada um contendo: um canal de dados (data) de n bits, dois sinais de enquadramento de pacote (bop e eop) e outros dois para controle de fluxo ( e ) de dados no canal. A largura do canal de dados é parametrizável e pode ser configurada para diferentes tamanhos através do parâmetro n. s sinais e permitem a implementação de qualquer protocolo de controle de fluxo que utilize dois fios (handshake ou baseado em créditos). Conforme foi comentado os sinais bop (beginof-packet) e eop (end-of-packet) realizam o enquadramento de um pacote, marcando o seu inicio e o seu fim. n+2 n+2 n data bop eop (a) (b) Fig. 1. Rede ocinfp: (a) enlace; (b) interface do roteador. A. Interface do Roteador A arquitetura do roteador ParI foi derivada do roteador RAoC, o mesmo utilizado na rede ocin. A interface externa do roteador (Fig. 1.b) apresenta até cinco portas de comunicação bidirecionais, as quais são referenciadas por L, N, E, e W (denominações derivadas dos termos em inglês Local, North, East, outh e West, respectivamente). Cada porta de comunicação é compatível com o enlace ocinfp, sendo constituída por dois canais unidirecionais: um de entrada (in) e um de saída (out). Por exemplo, a porta é formada pelos canais in e out. B. Estrutura Interna A Fig. 2 ilustra a organização interna do roteador ParI, a qual é descrita logo a seguir. L in IFC W in IC IC I R idle[ ] [ ] idle[ ] CPM idle gnt[ ] [ ] idle gnt[ ] C D W C W L N L out FC W out E III. ARQUITETURA D RTEADR PARI A rede ocinfp utiliza chaveamento por pacotes do tipo wormhole. As mensagens são enviadas na forma de pacotes que são divididos em unidades menores (flits - flow control IFC I R [ ] [ ] D W Fig.2. rganização do roteador ParI. FC 470

3 Internamente, o roteador ParI é constituído por um conjunto de blocos que implementam os mecanismos de comunicação utilizados para o encaminhamento de pacotes. Esses blocos consistem de controladores, chaves e buffer de armazenamento, os quais são descritos a seguir, conforme o mecanismo de comunicação associado: Controle de fluxo: responsáveis pelo controle de fluxo de entrada e de saída, os blocos IFC (Input Flow Controller) e FC (utput Flow Controller) lidam com a alocação de filas e canais para os pacotes que fluem pela rede e, também, regulam o tráfico dos flits que chegam e saem do roteador. Na rede ocinfp, um flit corresponde a uma palavra do canal de comunicação, dada pelos n bits de dado e pelos dois bits de enquadramento. Memorização: é realizada pelos blocos, os quais são responsáveis pelo armazenamento dos flits dos pacotes bloqueados no roteador devido a indisponibilidade de um recurso necessário ao seu encaminhamento. roteador ParI permite o uso opcional de buffers tanto nos canais de entrada como nos canais de saída. Roteamento: cada bloco de entrada está associado a um bloco de roteamento denominado IC (Input Controller), permitindo que esse detecte a presença de um cabeçalho de pacote e, em seguida execute o algoritmo de roteamento. Esse algoritmo seleciona o canal de saída pelo qual o pacote deve ser encaminhado e emite uma requisição a esse canal, a qual é mantida até que o pacote seja completamente encaminhado. Arbitragem: os blocos C (utput Controller) são responsáveis por resolver os conflitos que ocorrem quando duas ou mais requisições (emitidas pelos blocos IC) têm como destinatário o mesmo canal de saída. Uma requisição é selecionada enquanto as demais são colocadas em espera até que o canal de saída seja liberado para, então, serem escalonadas. A arbitragem é realizada com base em um critério de prioridades que pode ser estático ou âmico. Chaveamento: é implementado por um conjunto de multiplexadores representados pelos blocos IR (Input Read witch), W (utput Write witch) e D (utput Data witch), os quais conectam os canais de entrada e os canais de saída a partir de sinais de controle gerados pelos blocos C. IV. IMPLEMENTAÇÃ A. Mecanismos de Comunicação Implementados Para os mecanismos de comunicação citados acima foram selecionadas as seguintes alternativas para implementação (as quais são descritas a seguir): Controle de fluxo: handshake e baseado em créditos; Memorização: buffers deslocamento e circular; Roteamento: e (West-First); Arbitragem: prioridades estáticas, randômicas e rotativas; e Chaveamento: por pacotes do tipo wormhole. istemas Embarcados 1) Controle de Fluxo Como já foi citado o controle de fluxo é realizado pelos blocos IFC e FC, os quais regulam o tráfego de flits nos canais de entrada e de saída do roteador. A Figura 3 ilustra a comunicação desses blocos assumindo-se o uso buffers apenas nos canais de entrada. Um bloco IFC tem seus sinais conectados na porta de entrada de um bloco, sendo que os sinais de controle de fluxo desse buffer estão conectados ao bloco FC. Na interface do bloco IFC e FC, o sinal indica a presença de um flit válido no canal de entrada/saída, enquanto a função do sinal depende do mecanismo de controle de fluxo que está sendo utilizado. s sinais e estão associados ao protocolo de escrita de flits no buffer, enquanto que os sinais e estão relacionados ao protocolo de leitura de flits do buffer. s sinais (ite ok) e (read ok) indicam se pode ser feita uma escrita ou uma leitura no buffer, respectivamente. Já os sinais e são os comandos de escrita e leitura, respectivamente. IFC Fig. 3. Comunicação entre os blocos IFC e FC. FC Em cada um dos dois blocos que realizam o controle de fluxo, há um parâmetro de entrada (FC_TYPE) para a seleção da técnica a ser utilizada, sendo que, na versão atual do roteador, são oferecidas duas opções: Handshake: nesta técnica, o sinal trabalha reconhecendo o recebimento do dado presente no canal. Quando é ativado e o buffer pode absorver o flit enviado, então também é ativado. Baseado em créditos: nesta técnica, osinal só é ativado quando houver espaço no buffer do receptor. emissor mantém um contador de créditos no bloco FC que é iniciado com or igual ao tamanho do buffer do receptor. A cada flit enviado, o contador é decrementado e quando o mesmo chegar a zero, o emissor fica impedido de enviar novos flits até que receptor consuma um dado do buffer liberando espaço através do envio de um crédito pelo sinal. 2) Memorização mecanismo de memorização utilizado é baseado em buffers alocados aos canais de entrada e de saída. número de posições dos buffers é definido pelos parâmetros INPUT DEPTH e UTPUT DEPTH, sendo que o tamanho em bits de cada posição é determinado pelo parâmetro WIDTH+2, onde WIDTH corresponde ao or da largura do canal de dados (parâmetro n da Figura 1.a) e 2 refere-se ao número de bits associados ao enquadramento do pacote (bop e eop). Um terceiro parâmetro (_TYPE) define o comportamento do buffer, sendo consideradas as seguintes alternativas: 471

4 deslocamento: utiliza um banco com DEPTH registradores paralelo-paralelo de WIDTH+2 bits organizados de tal modo que o primeiro registrador tem sua entrada conectada ao canal de entrada do buffer, enquanto que cada um dos demais tem sua entrada conectada ao canal de saída do registrador anterior no banco. Cada novo dado escrito provoca um deslocamento do conteúdo de todos os registradores. Um multiplexador conecta um dos registradores à saída do buffer com em base um ponteiro de leitura que indica a cabeça da fila. circular: nesta aboagem não há conexão entre os registradores do buffer e, portanto, não há deslocamento interno. Cada registrador tem sua entrada de dados conectada ao canal de entrada do buffer, sendo que um ponteiro de escrita indica sempre a próxima posição livre. Da mesma forma que no deslocamento, é utilizado um multiplexador comandado por um ponteiro de leitura para selecionar a posição a ser conectada à saída do buffer. 3) Roteamento Atualmente, são disponibilizadas duas alternativas de mecanismo de roteamento para redes com topologia em grelha 2-D: e West-First () [5]. Para a implementação desses mecanismos, foi estabelecido um sistema de cooenadas (ilustrado na Figura 4) que permitisse a identificação dos roteadores e, também, que cada roteador pudesse definir o caminho a ser tomado por um pacote levando em consideração as suas cooenadas e as do roteador destinatário Y 0,3 1,3 2,3 3,3 0,2 1,2 2,2 3,2 0,1 1,1 2,1 3,1 0,0 1,0 2,0 3, Fig. 4. istema de cooenadas da rede ocinfp. Nesse sistema, cada roteador possui um par de cooenadas (x,y) que identificam sua posição na rede. Quando um núcleo envia um pacote a outro núcleo, ele insere no cabeçalho do pacote as cooenadas do roteador ao qual o núcleo destinatário está conectado (x dest,y dest ), e, quando um roteador com cooenadas (x id,y id ) recebe esse pacote, ele analisa o cabeçalho e compara as cooenadas do destinatário com as suas. e elas forem iguais, então o pacote é encaminhado à porta L do roteador. Porém, se forem diferentes, a porta a ser utilizada é definida pelo algoritmo de roteamento. A seguir são descritas as alternativas de roteamento implementadas: : estabelece que um pacote deve realizar, primeiramente, todos os deslocamentos necessários na direção X e, quando atingir a coluna do roteador destinatário, tomar a direção Y. Essa regra proíbe as curvas de Y para X a fim de evitar a 3 X istemas Embarcados ocorrência de deadlocks, isto é, dependências cíclicas que levem à paralisação da rede [5]. algoritmo é classificado como determinístico, pois a rota utilizada por qualquer mensagem de um emissor para um receptor é sempre a mesma. Ele consiste na solução mais econômica para evitar o deadlock, porém, é o mais restritivo de todos, pois limita o uso da largura de banda disponível na rede e não oferece nenhuma tolerância a falhas. (West-First): essa técnica de roteamento visa evitar o surgimento de ciclos (e o deadlock) e oferecer uma certa adaptatividade a falhas e ao congestionamento na rede, aumentando, também, o uso da largura de banda disponível. No seu algoritmo, são proibidas as curvas de Y para X na direção oeste, porém, permitidas as curvas na direção leste. Dessa maneira, se o destinatário de um pacote encontra-se à oeste do seu emissor, então o pacote deve primeiro ser encaminhado em direção a oeste (West-First), pois se tomar as direções norte ou sul, não poderá fazer nenhuma curva a oeste. roteamento é definido por um modelo chamado de Turn Model [6], o qual tem seus algoritmos classificados como parcialmente adaptativos, pois algumas rotas são determinísticas enquanto outras são adaptativas. algoritmo implementado para o roteador ParI caracteriza-se por ser do tipo mínimo, isto é, qualquer porta escolhida para encaminhar um pacote não pode, sob nenhuma hipótese, afastá-lo do seu destinatário. Ao mesmo tempo em que com essa condição são reduzidas as alternativas de rotas, é evitado o problema de livelock, o qual ocorre quando um pacote pee-se pela rede e nunca chega ao destinatário [2]. 4) Arbitragem Por exercer um papel de extrema importância na definição do custo e do desempenho de um roteador, o mecanismo de arbitragem foi o que recebeu maior atenção. A interface do bloco C, responsável pela arbitragem, recebe n sinais de requisição, os quais são aiados segundo um critério de prioridades. A requisição escolhida é confirmada através do sinal gnt correspondente. Esses sinais são utilizados para conectar o canal de entrada selecionado ao canal de saída. critério de prioridade utilizado para selecionar uma entre múltiplas requisições simultâneas pode ser âmico ou estático. No âmico, cada requisição pode ter seu nível de prioridade modificado amicamente no tempo, enquanto que, no estático, cada requisição tem sempre o mesmo nível de prioridade. Foram implementados três árbitros com prioridades âmicas (randômicas e circulares) e um árbitro baseado em prioridades estáticas. Uma breve descrição desses árbitros é feita a seguir: Estático: recebe n requisições e dá prioridade máxima à requisição R 0 e mínima à requisição R n 1.. Esse modelo pode ser utilizado na construção de árbitros com múltiplos níveis de arbitragem nos quais se faça necessário garantir um nível de prioridade constante a uma dada requisição. 472

5 Randômico: recebe n requisições e utiliza um contador em anel que, a cada ciclo de relógio, dá prioridade máxima a uma requisição diferente. Circular (RR - Round-Robin): recebe n requisições e altera o critério de prioridades a cada arbitragem realizada de modo a garantir que a requisição selecionada em um ciclo de arbitragem tenha o menor nível de prioridade no ciclo seguinte. Com essa técnica, uma requisição qualquer deve esperar no máximo n 1 ciclos de arbitragem para ser atendida. Foram implementados dois modelos de árbitros circulares: RR-ripple (arquitetura clássica de árbitro roundrobin) e RR-comb (arquitetura otimizada proposta em [7]). 5) Chaveamento As conexões (chaveamento) entre os canais de entrada e de saída de um roteador são feitas através de multiplexadores, que são circuitos digitais implementados conforme a tecnologia disponível. Para a síntese automática de multiplexadores, foi modelada uma função parametrizável que gera multiplexadores com m canais de 1 bit, onde m é um parâmetro de entrada. multiplexador é modelado como um arranjo AND-R em que cada porta AND seleciona um canal de entrada com base em um seletor especifico. Posteriormente, as saídas de todas as portas AND são agrupadas em uma operação R. s seletores são derivados diamente dos sinais de confirmação dos blocos C, os quais, ao selecionarem os canais de entrada a serem conectados aos canais de saída, ativarão os sinais de confirmação e, conseqüentemente, os sinais de seleção dos multiplexadores, estabelecendo as conexões necessárias. B. Matriz de Conexões Além dos circuitos descritos acima, o roteador ParI inclui um bloco centralizado denominado CPM (Crosspoint Matrix), o qual é responsável por implementar uma matriz de conexões associada ao algoritmo de roteamento utilizado ( ou ). Para um roteador como o ilustrado na Figura 2, cada algoritmo de roteamento permite o estabelecimento de um subconjunto das conexões possíveis. Dessa forma, uma vez selecionada uma das alternativas de roteamento, o bloco CPM garante que apenas as conexões permitidas pelo algoritmo utilizado sejam sintetizadas, reduzindo o custo do roteador. Ele recebe sinais de requisição (req) e de confirmação (gnt) dos blocos IC e C, respectivamente e define quais devem ser efetivamente encaminhados aos blocos C e IC correspondentes. A partir disso o compilador VHDL tem condições de determinar o tamanho de cada multiplexador a ser sintetizado. C. Validação A idação da biblioteca de componentes e das diferentes configurações do roteador ParI foi feita por meio de simulações realizadas utilizando o simulador do ambiente Quartus II da Altera [8]. Elas auxiliaram o processo de depuração dos modelos durante a etapa de modelagem e descrição em VHDL, e, também, permitiram confirmar a correção da biblioteca de componentes e do roteador ParI. istemas Embarcados V. REULTAD A seguir, são apresentados alguns resultados da síntese de diferentes configurações do roteador ParI baseadas em variações de combinações de parâmetros de síntese. s parâmetros utilizados para comparação das diferentes configurações foram a freqüência máxima de operação do roteador e a área de silício expressa em LUTs (Look-Up Tables) e flip-flops (FFs) ocupados. Em ambos os casos, considerou-se o uso de canais de dado com largura de 8 bits, buffers apenas nos canais de entrada e com profundidade igual a 4 flits. Esses resultados foram obtidos utilizando-se o compilador do ambiente Quartus II visando o FPGA EP2A15F672C9 da família APEX II. A Tabela 1 ilustra os resultados obtidos para configurações baseadas em buffers do tipo circular, enquanto que a Tabela 2 apresenta os resultados para configurações baseadas em buffers do tipo deslocamento. Controle de fluxo Handshake Baseado em créditos Controle de fluxo Handshake Baseado em créditos TABELA 1 RTEADRE BAEAD EM CIRCULAR. Roteamento Arbitro LUTs FFs f max (MHz) Estático ,6 Randômico ,6 RR-ripple ,6 RR-comb ,1 Estático ,7 Randômico ,2 RR-ripple ,7 RR-comb ,4 Estático ,1 Randômico ,9 RR-ripple ,9 RR-comb ,2 Estático ,7 Randômico ,1 RR-ripple ,8 RR-comb ,6 TABELA 2 RTEADRE BAEAD EM DELCAMENT. Roteamento Arbitro LUTs FFs f max (MHz) Estático ,2 Randômico ,8 RR-ripple ,0 RR-comb ,8 Estático ,5 Randômico ,9 RR-ripple ,9 RR-comb ,2 Estático ,2 Randômico ,2 RR-ripple ,3 RR-comb ,0 Estático ,6 Randômico ,6 RR-ripple ,2 RR-comb ,2 s resultados da Tabela 1 mostram que, entre as configurações que utilizam buffer do tipo circular, a de menor custo em área é a que utiliza as alternativas de implementação de menor complexidade lógica (controle de fluxo handshake, 473

6 roteamento e árbitro estático). Além disso, ela apresenta também o menor caminho crítico, com uma freqüência máxima de operação limitada a 111,6 MHz. De maneira similar, entre as configurações baseadas em buffers do tipo deslocamento (Tabela 2), a de menor custo em área é a que utiliza roteamento, controle de fluxo handshake e árbitro estático. Porém, nos experimentos realizados, a configuração baseada no árbitro randômico obteve a maior freqüência de operação. Comparando-se as duas tabelas, percebe-se que o buffer circular apresenta um maior custo em área devido ao uso de um ponteiro de escrita. Quanto ao controle de fluxo, o baseado em créditos é mais caro que o handshake. Resultado justificado pelo fato de que, no bloco FC do tipo handshake, não há nenhuma lógica implementada (apenas fios), o que resulta num custo zero. Porém, para o controle de fluxo baseado em créditos, esse mesmo bloco implementa um circuito seqüencial constituído por um contador up/down e uma lógica de geração do sinal de saída. Quanto ao roteamento, devido à maior complexidade do algoritmo West-First, os roteadores que o utilizaram apresentaram maior ocupação de área se comparado com os que utilizaram o roteamento. Quanto aos árbitros, as configurações que utilizaram o árbitro estático sempre apresentaram uma menor área, pois sua arquitetura é mais simples. Porém, deve-se destacar um problema improtante ainda não mencionado. Árbitros do tipo estático e randômico podem levar uma requisição a ser perida por um longo tempo quando a rede estiver muito carregada e existirem canais de entrada de maior prioridade competindo pelo mesmo canal de saída. Nesse caso, a latência do pacote no canal de entrada de menor prioridade aumentará significativamente. e ele restar esperando indefinidamente, diz-se que o mesmo está em um estado de starvation [5]. VI. CNIDERAÇÕE FINAI Este artigo apresentou um modelo de roteador parametrizável para redes-em-chip baseado em uma biblioteca de componentes que oferece diferentes alternativas e implementações dos mecanismos de comunicação utilizados para o encaminhamento de pacotes em redes-em-chip. s resultados mostram, principalmente, que a biblioteca de componentes e o modelo de roteador parametrizável desenvolvidos permitem a obtenção facilitada de roteadores com diferentes características de custo (em área) e de freqüência de operação. Isso auxilia um projetista a encontre a configuração de menor custo que atenda aos requisitos de comunicação de um sistema alvo. Como trabalho futuro pende-se estender esse estudo de modo a caracterizar os modelos quanto ao impacto dos mesmos no desempenho de uma rede através da medição de índices como latência e vazão. Esse estudo se dará por meio da modelagem e simulação de redes-em-chip baseadas no roteador ParI. Pende-se efetuar essa aiação em dois níveis diferentes de modelagem: nível transferência entre registradores e nível de transações. VII. REFERÊNCIA istemas Embarcados [1] R. K. Gupta e Y. Zorian, Introducing Core-Based ystem Design, IEEE Design&Test of Computers, vol.14, n.4, pp.15-55, ct-dec [2] C. A. Zeferino, Redes-em-Chip: arquiteturas e modelos para aiação de área e desempenho, Tese de orado, Programa de Pós-Graduação em Computação, UFRG, [3] C. A. Zeferino e A. A. usin, ocin: a parametric and scalable Network-on-Chip, in Proc ymposium on Integrated Circuits and ystems Design, pp [4] J. Chan e. Parameswaran, NoCGEN: A Template Based Reuse Methodology for Network on Chip Architecture, VLID 2004, IEEE C Press, [5] J. Duato,. Yalamanchili e L. Ni, Interconnection Networks: an Engineering Approach, Los Alamitos, IEEE C Press, p. [6] C. J. Glass e L. M. Ni. The Turn Model for adaptive routing In: International ymposium n Computer Architecture, ICA, 19., 1992, Gold Coast. Proceegs... Los Alamitos: IEEE Computer ociety, pp [7] P. Gupta e N. McKeown, Designing and Implementing a Fast Crossbar cheduler. IEEE Micro, v.19, n.1, Jan.-Feb pp [8] Altera. Introduction to Quartus II. an Jose, Altera, VIII. BIGRAFIA Frederico Guilherme Mariani do Espírito anto nasceu em ão Paulo (P), Brasil, em É acadêmico do Curso de Graduação em Ciência da Computação da Universidade do Vale do Itajaí (UNIVALI), Brasil, e membro do grupo de pesquisa Concepção de istemas Embarcados e Distribuídos (CED) da UNIVALI, onde atua como auxiliar de pesquisa. uas áreas de interesse incluem projeto de sistemas integrados e redes-em-chip. Cesar Albenes Zeferino nasceu em Canoas (R), em Graduou-se em Engenharia Elétrica pela Universidade Federal de anta Maria (UFM), Brasil, em bteve o título de Mestre em Ciência da Computação na Universidade Federal de anta Catarina (UFC), Brasil, em 1996, e o de Doutorado em Ciência da Computação na Universidade Federal do Rio Grande do ul (UFRG), Brasil, em ua experiência profissional inclui a atuação como docente em universidades do sul do Brasil e como pesquisador visitante no Laboratório de Instrumentação Eletrônica (UFC) e no Laboratoire d Informatique Paris 6 (Universidade de Paris). Atualmente, é professor do Curso de Ciência da Computação da Universidade do Vale do Itajaí (UNIVALI) e líder do grupo de pesquisa Concepção de istemas Embarcados e Distribuídos (CED). Também colabora com pesquisadores do Grupo de Microeletrônica (GME) da UFRG. uas áreas de interesse incluem projeto de sistemas integrados, redes-em-chip e sistemas embarcados. Altamiro Amadeu usin, nasceu em Vacaria (R), Brasil, em Graduou-se em Engenharia Elétrica pela Universidade Federal do Rio Grande do ul (UFRG), Brasil, em bteve o diploma de Mc na mesma Universidade em Ciência da Computação (1977) e de Doutor Engenheiro pelo Instituto Nacional Politécnico de Grenoble, França, (1981). Realizou estágio de Pós-Doutorado na MacGill University, Montreal-Canadá (1998). Altamiro usin iniciou suas atividades em computação como programador de computadores em 1968, tendo participado da fundação de dois centros de processamento de dados em universidades da região sul do Brasil. Em 1975 ingressou como docente da UFRG onde permanece até hoje sendo atualmente professor Titular do Departamento de Engenharia Elétrica. Em 1982 fundou o grupo de microeletrônica (GME) que atualmente congrega uma centena de pessoas, tendo contribuído para a criação de núcleos em toda a região. uas áreas interesse incluem projeto de circuitos digitais e analógicos, sistemas integrados, redes-em-chip e sistemas embarcados. 474