在后版圖網(wǎng)表上優(yōu)化泄漏功率

摘要

　　隨著泄漏功耗成為待機(jī)模式下的主要能耗，降低泄漏功耗也成為客戶實(shí)現(xiàn)節(jié)能的主要途徑之一。故現(xiàn)有的實(shí)現(xiàn)流程中需要采用快捷的解決方案，不僅對設(shè)計(jì)收斂影響最小，還應(yīng)盡可能地縮短執(zhí)行的匯聚時(shí)間。

　　建議的方案適合于那些采用雙/三重 Vth (閾值電壓) 技術(shù)、無需對現(xiàn)有 RTL 至 GDS 流程做任何修改的設(shè)計(jì)。

　　引言

　　泄漏功耗是固有的靜態(tài)功耗，與開關(guān)及內(nèi)部功耗 (定義為動(dòng)態(tài)功耗) 共同構(gòu)成總體功耗。

　　泄漏功耗與應(yīng)用無關(guān)，主要是來自于：

　　● 源漏亞閾值 (sub-threshold) 電流，這是閾值電壓降低以致溝道不完全關(guān)斷的結(jié)果。

　　● 柵極到溝道的泄漏電流。

　　在多Vth技術(shù)中，亞閾值電流與Vth成指數(shù)關(guān)系，故低Vth單元的速度更快，但泄漏功耗也要大得多。

　　隨著工藝尺度的縮小，這種情況愈加嚴(yán)重，而且在90nm及以下工藝節(jié)點(diǎn)，對大多數(shù)移動(dòng)應(yīng)用而言，這一問題越來越顯著。

　　降低泄漏功耗是一項(xiàng)貫穿架構(gòu)設(shè)計(jì)、VLSI設(shè)計(jì)、綜合、P&R (布局布線) 直至Signoff (完成) 的任務(wù)。

　　功率設(shè)計(jì)包括減少關(guān)鍵和次關(guān)鍵路徑的數(shù)量，以便在可能時(shí)讓更多的單元被映像到高Vth上。

　　智能綜合 (smart Synthesis) 與P&R的使用對設(shè)計(jì)的最終泄漏模式也有很大影響。

　　本文介紹的泄漏減少方法焦點(diǎn)在于流程實(shí)現(xiàn)的最后階段，而且，雖然它主要是針對PrimeTime編寫，卻并不局限于某個(gè)專用P&R/Signoff工具。

　　方法描述

　　1.全流程概述

　　這種泄漏功耗優(yōu)化方法瞄準(zhǔn)最后階段的后版圖設(shè)計(jì)工作。其概念是讓設(shè)計(jì)利用基于多個(gè)Vth的交換策略，提前一步實(shí)現(xiàn)最大泄漏的優(yōu)化。

　　圖1是整個(gè)流程的模塊示意圖，其中黃色和褐色矩形框代表泄漏優(yōu)化。這個(gè)用于驗(yàn)證客戶設(shè)計(jì)的系統(tǒng)運(yùn)行在PrimeTime/StarExtract原始signoff環(huán)境下。

　　這種方法在完整的RTL至GDSII流程之后讓最終設(shè)計(jì)進(jìn)入原始signoff環(huán)境，然后開始搜索那些能夠被交換到相應(yīng)的更高Vth而又不會(huì)影響設(shè)計(jì)性能的單元。

　　基本上，這意味著這種優(yōu)化將在設(shè)計(jì)的正Slack (時(shí)間裕量) 路徑上進(jìn)行。

　　在優(yōu)化過程中，需檢查下列設(shè)計(jì)參數(shù)：

　　● 建立時(shí)間違反

　　● 設(shè)計(jì)規(guī)則，如最大傳輸時(shí)間 (max_transition) 違反和最大電容 (max_capacitance) 違反

　　● 由衰減受害者 (victims) 引起的串?dāng)_ (Crosstalk) 違反

　　● 時(shí)鐘網(wǎng)絡(luò) (Clock nets) 設(shè)計(jì)規(guī)則

　　● 不應(yīng)被接觸或改變的特殊單元和結(jié)構(gòu)

　　● 不同模式和邊角 (比如功能性/測試模式WC/BC 等)

　　泄漏減少流程的第一個(gè)階段 (即示意圖中的黃色矩形框) 是優(yōu)化流程中主要的耗時(shí)部分，并涉及利用PrimeTime“what-if”分析的搜索和交換策略。這一步驟會(huì)反復(fù)進(jìn)行，直到找到所有適合交換的單元。

　　優(yōu)化流程的第二階段 (即示意圖中的褐色矩形框) 是后版圖設(shè)計(jì) (ECO) 上的交換執(zhí)行，RC提取 (RC-Extraction) 和整個(gè)STA 運(yùn)行，并重新運(yùn)行全部signoff 環(huán)境。

　　優(yōu)化流程在這一階段對“what-if”分析與全部RC提取之比較后發(fā)現(xiàn)的違反錯(cuò)誤進(jìn)行修正。與PrimeTime的快速計(jì)算以及總體運(yùn)行時(shí)間減小的的優(yōu)點(diǎn)相比，這些錯(cuò)誤就相對不起眼了。因此，這一步驟的反復(fù)次數(shù)應(yīng)該較小。該階段的缺點(diǎn)是需要重新運(yùn)行完整提取，從而增加總體運(yùn)行時(shí)間。

　　在所有違反都得到修正 (第二階段) 之后，優(yōu)化設(shè)計(jì)的輸出在功能性上與原始的設(shè)計(jì)版圖相同，但大大減少了不必要的低/標(biāo)準(zhǔn)Vth單元，因此降低了功耗。

　　這種方法節(jié)省的總體功耗取決于RTL編碼以及RTL-to-GDS實(shí)現(xiàn)流程早期階段的泄漏意識(shí)。不過，利用這種流程可確保設(shè)計(jì)在Signoff要求方面得到最大限度的優(yōu)化。這個(gè)問題十分重要，因?yàn)閷?shí)際實(shí)現(xiàn)和Signoff優(yōu)化之間總是存在差距，而在優(yōu)化流程之后，這一差距可被減小。

　　2.交換算法

　　這種方法的目的是盡可能找出非時(shí)序關(guān)鍵路徑 (即正Slack路徑) 上的低/標(biāo)準(zhǔn)Vth單元，并用高Vth單元來替代，同時(shí)不影響時(shí)序或任何其它設(shè)計(jì)要求。[!--empirenews.page--]

　　這種算法的主要概念是根據(jù)其所影響的端點(diǎn)數(shù)目對標(biāo)準(zhǔn)/低Vth單元進(jìn)行分類。

　　比如，經(jīng)過單元D、E 和 F終止于單個(gè)端點(diǎn) (“端點(diǎn)1”和“端點(diǎn)4”) 的路徑，由于它們只影響一個(gè)端點(diǎn)，故標(biāo)注為#1 (或“group_1”)。

　　同樣地，單元B和C屬于#2 (或“group_2”)，因?yàn)樗鼈冇绊憙蓚€(gè)端點(diǎn) (“端點(diǎn)2”和“端點(diǎn)3”)，“group_2”……“group_n”以此類推。

　　對單元進(jìn)行分類和標(biāo)注之后，我們就可以從“group_1”開始，在一條正Slack路徑上執(zhí)行單元的遞增式交換，然后是“group_2”…… “group_n”。在 PrimeTime中，利用“what-if analysis”來完成這一任務(wù)。

　　在任何兩個(gè)鄰近組“group_n”和“group_n+1”之間，算法都進(jìn)行時(shí)序更新，以便在對“group_n+1”的任何單元進(jìn)行交換之前，考慮到“group_n”上執(zhí)行的交換。這是為了避免因虛假交換導(dǎo)致稍后必需修正 (重新交換)。

　　在進(jìn)入“group_n+1”之前，對“group_n”中的所有可能單元都進(jìn)行交換測試。這么做的目的是確保整個(gè)設(shè)計(jì)的最大交換次數(shù)。

　　舉一個(gè)簡單的例子來說明這種方法的原理：

　　路徑1：A --> D --> “端點(diǎn) 1”，正Slack +50 ps

　　路徑2: A -->B --> C -->“端點(diǎn) 2”，正Slack +70 ps

　　此外，假設(shè)在下列單元上交換到高Vth將導(dǎo)致：

　　● 單元D和B的單元延時(shí)將增加30 ps

　　● 單元C的單元延時(shí)將增加35 ps

　　● 單元A的單元延時(shí)將增加45 ps

　　現(xiàn)在，對這兩條路徑的泄漏優(yōu)化，我們有兩個(gè)選擇：

　　● 選擇1：把單元A交換到高Vth;這將在路徑1上產(chǎn)生 +5 ps 的Slack，在路徑2上產(chǎn)生 +25ps Slack。不過，這并非最佳方法，因?yàn)樗焕诮粨Q更多的單元 (B、D和C)，節(jié)省的總體泄漏功耗較少。

　　● 選擇2：把單元D交換到高Vth，這將在路徑1上產(chǎn)生 +20 ps 的Slack;交換B和C將在路徑2上產(chǎn)生 +5ps Slack。這種方法是迄今最好的方法，節(jié)省的泄漏功耗較大 (假設(shè)單元B、C和D的總體泄漏功耗大于單元A的泄漏功耗。)

　　此外，在交換某個(gè)單元時(shí)，我們必須把影響相同端點(diǎn)的所有其他組單元排除在外。如上例，若我們現(xiàn)在在“group_2”中，并交換單元C，則我們就必需在下一次搜索中把“端點(diǎn)2”和“端點(diǎn)3”除去，直到時(shí)序更新完成。只有這樣，才能獲得路徑的正確時(shí)序，然后我們可以繼續(xù)檢查單元B的交換。否則，就可能導(dǎo)致虛假交換，而過多虛假交換也許會(huì)造成路徑出現(xiàn)負(fù)Slack。

　　3.重新交換違反者 (violators)

　　由于PrimeTime“what-if”分析的結(jié)果可能不同于執(zhí)行ECO及運(yùn)行整個(gè)Signoff的結(jié)果，在完整提取之后常常少有違反出現(xiàn)，同時(shí)沒有在Signoff 運(yùn)行之前檢測。這是因?yàn)閱卧粨Q會(huì)造成單元電容的變化。在執(zhí)行“what if”時(shí)，PrimeTime必需對這種變化進(jìn)行“在線”重新計(jì)算，同時(shí)在整個(gè)Signoff下重新提取，以提高精度。顯然，PrimeTime的重新計(jì)算要快得多，并因此讓整個(gè)方案具有可行性。

　　把產(chǎn)生違反的單元Swapping-back (換回) 到其原始形式的次數(shù)應(yīng)該盡量小。

　　因此，Swapping-back的情況與2.2節(jié)描述的過程相反。

　　一般而言，每一個(gè)被交換過的單元都被標(biāo)注為“已交換的”，故在執(zhí)行重新交換時(shí)，我們需要從違反端點(diǎn)沿路徑往回搜索，找到之前“已交換的”單元，就把它交換回原始形式。

　　為了有效完成這一工作，并盡量減少換回次數(shù)，我們首先換回那些影響端點(diǎn)數(shù)目最多的單元。

　　且看下面的簡單例子：

　　假設(shè)A、B、C和D是準(zhǔn)備交換的單元，但在執(zhí)行ECO、提取 (即Signoff) 之后，在“端點(diǎn)1”、“端點(diǎn)2”和“端點(diǎn)3”上存在建立時(shí)序違反，出現(xiàn)較小的負(fù)Slack：

　　路徑1: A --> D --> “端點(diǎn)1”，負(fù) Slack -3 ps

　　路徑2: A -->B --> C --> “端點(diǎn)2”，負(fù) Slack -5 ps

　　路徑2: A -->B --> C --> “端點(diǎn)3”，負(fù) Slack -5 ps[!--empirenews.page--]

　　此外，假設(shè)在下列單元上換回原始形式會(huì)導(dǎo)致：

　　● 單元D和B的單元延時(shí)將減少30 ps

　　● 單元C的單元延時(shí)將減少35 ps

　　● 單元A的單元延時(shí)將減少45 ps

　　很明顯，換回單元A就可以解決3個(gè)端點(diǎn) (見圖2) 的違反問題，不必分別交換每個(gè)端點(diǎn)的單元 (D 和 B或C)。

　　結(jié)果

　　這種方法最初是在CEVA內(nèi)部開發(fā)的一款DSP產(chǎn)品CEVA-X1622 DSP內(nèi)核上執(zhí)行。

　　其設(shè)計(jì)規(guī)模在450,000門左右。流程主要部分的總體運(yùn)行時(shí)間大約為12個(gè)小時(shí) (即運(yùn)行一個(gè)晚上) (見全流程概述圖2的黃色部分)，而使ECO結(jié)果與Signoff相符合的Signoff運(yùn)行時(shí)間很少 (見全流程概述圖2的褐色部分)。

　　附錄

　　多模工作

　　當(dāng)工作在一個(gè)以上的模式中時(shí)，必需針對每一個(gè)模式分別執(zhí)行優(yōu)化，且交換清單中不能包括其它模式的單元。

　　對于每一個(gè)模式，這種方法都生成ECO檔，并將之附加到包含了所有模式交換的全局文件中。然后，在后版圖設(shè)計(jì)中執(zhí)行單個(gè)ECO，并對每一個(gè)模式執(zhí)行一次完整的RC提取 + STA運(yùn)行。

　　由于在某個(gè)模式中某些路徑可被視為“無約束路徑”(unconstrained paths)，故必需予以分離，但在其它模式中它們可能是時(shí)序約束的。這種情形可能導(dǎo)致虛假交換，增加修正這些違反所需的總體運(yùn)行時(shí)間。

　　以左圖為例 (圖5);這是控制受約束路徑的Scan_enable信號(hào)。在功能性模式中，該信號(hào)具有恒定值，因此PrimeTime看不到掃描模式路徑 (紅色)。這時(shí)，PrimeTime會(huì)把紅色路徑上的所有單元交換到高Vth，從而可能造成max_transition違反，甚至建立違反。

　　把這些模式分離開來可以防止這種情況發(fā)生，并改善總體運(yùn)行時(shí)間和真實(shí)交換數(shù)目。