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摘要
随着泄漏功耗成为待机模式下的主要能耗，降低泄漏功耗也成为客户实现节能的主要途径之一。故现有的实现流程中需要采用快捷的解决方案，不仅对设计收敛影响最小，还应尽可能地缩短执行的汇聚时间。
建议的方案适合于那些采用双/三重 Vth (阈值电压) 技术、无需对现有 RTL 至 GDS 流程做任何修改的设计。
引言
泄漏功耗是固有的静态功耗，与开关及内部功耗 (定义为动态功耗) 共同构成总体功耗。
泄漏功耗与应用无关，主要是来自于：
● 源漏亚阈值 (sub-threshold) 电流，这是阈值电压降低以致沟道不完全关断的结果。
● 栅极到沟道的泄漏电流。
在多Vth技术中，亚阈值电流与Vth成指数关系，故低Vth单元的速度更快，但泄漏功耗也要大得多。
随着工艺尺度的缩小，这种情况愈加严重，而且在90nm及以下工艺节点，对大多数移动应用而言，这一问题越来越显著。
降低泄漏功耗是一项贯穿架构设计、VLSI设计、综合、P&R (布局布线) 直至Signoff (完成) 的任务。
功率设计包括减少关键和次关键路径的数量，以便在可能时让更多的单元被映像到高Vth上。
智能综合 (smart Synthesis) 与P&R的使用对设计的最终泄漏模式也有很大影响。
本文介绍的泄漏减少方法焦点在于流程实现的最后阶段，而且，虽然它主要是针对PrimeTime编写，却并不局限于某个专用P&R/Signoff工具。
方法描述
1.全流程概述
这种泄漏功耗优化方法瞄准最后阶段的后版图设计工作。其概念是让设计利用基于多个Vth的交换策略，提前一步实现最大泄漏的优化。
图1是整个流程的模块示意图，其中黄色和褐色矩形框代表泄漏优化。这个用于验证客户设计的系统运行在PrimeTime/StarExtract原始signoff环境下。
这种方法在完整的RTL至GDSII流程之后让最终设计进入原始signoff环境，然后开始搜索那些能够被交换到相应的更高Vth而又不会影响设计性能的单元。
基本上，这意味着这种优化将在设计的正Slack (时间裕量) 路径上进行。
在优化过程中，需检查下列设计参数：
● 建立时间违反
● 设计规则，如最大传输时间 (max_transition) 违反和最大电容 (max_capacitance) 违反
● 由衰减受害者 (victims) 引起的串扰 (Crosstalk) 违反
● 时钟网络 (Clock nets) 设计规则
● 不应被接触或改变的特殊单元和结构
● 不同模式和边角 (比如功能性/测试模式WC/BC 等)
泄漏减少流程的第一个阶段 (即示意图中的黄色矩形框) 是优化流程中主要的耗时部分，并涉及利用PrimeTime“what-if”分析的搜索和交换策略。这一步骤会反复进行，直到找到所有适合交换的单元。
优化流程的第二阶段 (即示意图中的褐色矩形框) 是后版图设计 (ECO) 上的交换执行，RC提取 (RC-Extraction) 和整个STA 运行，并重新运行全部signoff 环境。
优化流程在这一阶段对“what-if”分析与全部RC提取之比较后发现的违反错误进行修正。与PrimeTime的快速计算以及总体运行时间减小的的优点相比，这些错误就相对不起眼了。因此，这一步骤的反复次数应该较小。该阶段的缺点是需要重新运行完整提取，从而增加总体运行时间。
在所有违反都得到修正 (第二阶段) 之后，优化设计的输出在功能性上与原始的设计版图相同，但大大减少了不必要的低/标准Vth单元，因此降低了功耗。
这种方法节省的总体功耗取决于RTL编码以及RTL-to-GDS实现流程早期阶段的泄漏意识。不过，利用这种流程可确保设计在Signoff要求方面得到最大限度的优化。这个问题十分重要，因为实际实现和Signoff优化之间总是存在差距，而在优化流程之后，这一差距可被减小。
2.交换算法
这种方法的目的是尽可能找出非时序关键路径 (即正Slack路径) 上的低/标准Vth单元，并用高Vth单元来替代，同时不影响时序或任何其它设计要求。
这种算法的主要概念是根据其所影响的端点数目对标准/低Vth单元进行分类。
比如，经过单元D、E 和 F终止于单个端点 (“端点1”和“端点4”) 的路径，由于它们只影响一个端点，故标注为#1 (或“group_1”)。
同样地，单元B和C属于#2 (或“group_2”)，因为它们影响两个端点 (“端点2”和“端点3”)，“group_2”……“group_n”以此类推。
对单元进行分类和标注之后，我们就可以从“group_1”开始，在一条正Slack路径上执行单元的递增式交换，然后是“group_2”…… “group_n”。在 PrimeTime中，利用“what-if analysis”来完成这一任务。
在任何两个邻近组“group_n”和“group_n+1”之间，算法都进行时序更新，以便在对“group_n+1”的任何单元进行交换之前，考虑到“group_n”上执行的交换。这是为了避免因虚假交换导致稍后必需修正 (重新交换)。
在进入“group_n+1”之前，对“group_n”中的所有可能单元都进行交换测试。这么做的目的是确保整个设计的最大交换次数。
举一个简单的例子来说明这种方法的原理：
路径1：A --> D --> “端点 1”，正Slack +50 ps
路径2:A -->B --> C -->“端点 2”，正Slack +70 ps
此外，假设在下列单元上交换到高Vth将导致：
● 单元D和B的单元延时将增加30 ps
● 单元C的单元延时将增加35 ps
● 单元A的单元延时将增加45 ps
现在，对这两条路径的泄漏优化，我们有两个选择：
● 选择1：把单元A交换到高Vth；这将在路径1上产生 +5 ps 的Slack，在路径2上产生 +25ps Slack。不过，这并非最佳方法，因为它不利于交换更多的单元 (B、D和C)，节省的总体泄漏功耗较少。
● 选择2：把单元D交换到高Vth，这将在路径1上产生 +20 ps 的Slack；交换B和C将在路径2上产生 +5ps Slack。这种方法是迄今最好的方法，节省的泄漏功耗较大 (假设单元B、C和D的总体泄漏功耗大于单元A的泄漏功耗。)
此外，在交换某个单元时，我们必须把影响相同端点的所有其他组单元排除在外。如上例，若我们现在在“group_2”中，并交换单元C，则我们就必需在下一次搜索中把“端点2”和“端点3”除去，直到时序更新完成。只有这样，才能获得路径的正确时序，然后我们可以继续检查单元B的交换。否则，就可能导致虚假交换，而过多虚假交换也许会造成路径出现负Slack。
3.重新交换违反者 (violators)
由于PrimeTime“what-if”分析的结果可能不同于执行ECO及运行整个Signoff的结果，在完整提取之后常常少有违反出现，同时没有在Signoff 运行之前检测。这是因为单元交换会造成单元电容的变化。在执行“what if”时，PrimeTime必需对这种变化进行“在线”重新计算，同时在整个Signoff下重新提取，以提高精度。显然，PrimeTime的重新计算要快得多，并因此让整个方案具有可行性。
把产生违反的单元Swapping-back (换回) 到其原始形式的次数应该尽量小。
因此，Swapping-back的情况与2.2节描述的过程相反。
一般而言，每一个被交换过的单元都被标注为“已交换的”，故在执行重新交换时，我们需要从违反端点沿路径往回搜索，找到之前“已交换的”单元，就把它交换回原始形式。
为了有效完成这一工作，并尽量减少换回次数，我们首先换回那些影响端点数目最多的单元。
且看下面的简单例子：
假设A、B、C和D是准备交换的单元，但在执行ECO、提取 (即Signoff) 之后，在“端点1”、“端点2”和“端点3”上存在建立时序违反，出现较小的负Slack：
路径1:A --> D --> “端点1”，负 Slack -3 ps
路径2: A -->B --> C --> “端点2”，负 Slack -5 ps
路径2: A -->B --> C --> “端点3”，负 Slack -5 ps
此外，假设在下列单元上换回原始形式会导致：
● 单元D和B的单元延时将减少30 ps
● 单元C的单元延时将减少35 ps
● 单元A的单元延时将减少45 ps
很明显，换回单元A就可以解决3个端点 (见图2) 的违反问题，不必分别交换每个端点的单元 (D 和 B或C)。
结果
这种方法最初是在CEVA内部开发的一款DSP产品CEVA-X1622 DSP内核上执行。
其设计规模在450,000门左右。流程主要部分的总体运行时间大约为12个小时 (即运行一个晚上) (见全流程概述图2的黄色部分)，而使ECO结果与Signoff相符合的Signoff运行时间很少 (见全流程概述图2的褐色部分)。
附录
多模工作
当工作在一个以上的模式中时，必需针对每一个模式分别执行优化，且交换清单中不能包括其它模式的单元。
对于每一个模式，这种方法都生成ECO档，并将之附加到包含了所有模式交换的全局文件中。然后，在后版图设计中执行单个ECO，并对每一个模式执行一次完整的RC提取 + STA运行。
由于在某个模式中某些路径可被视为“无约束路径”(unconstrained paths)，故必需予以分离，但在其它模式中它们可能是时序约束的。这种情形可能导致虚假交换，增加修正这些违反所需的总体运行时间。
以左图为例 (图5)；这是控制受约束路径的Scan_enable信号。在功能性模式中，该信号具有恒定值，因此PrimeTime看不到扫描模式路径 (红色)。这时，PrimeTime会把红色路径上的所有单元交换到高Vth，从而可能造成max_transition违反，甚至建立违反。
把这些模式分离开来可以防止这种情况发生，并改善总体运行时间和真实交换数目。
随着泄漏功耗成为待机模式下的主要能耗，降低泄漏功耗也成为客户实现节能的主要途径之一。故现有的实现流程中需要采用快捷的解决方案，不仅对设计收敛影响最小，还应尽可能地缩短执行的汇聚时间。
建议的方案适合于那些采用双/三重 Vth (阈值电压) 技术、无需对现有 RTL 至 GDS 流程做任何修改的设计。
引言
泄漏功耗是固有的静态功耗，与开关及内部功耗 (定义为动态功耗) 共同构成总体功耗。
泄漏功耗与应用无关，主要是来自于：
● 源漏亚阈值 (sub-threshold) 电流，这是阈值电压降低以致沟道不完全关断的结果。
● 栅极到沟道的泄漏电流。
在多Vth技术中，亚阈值电流与Vth成指数关系，故低Vth单元的速度更快，但泄漏功耗也要大得多。
随着工艺尺度的缩小，这种情况愈加严重，而且在90nm及以下工艺节点，对大多数移动应用而言，这一问题越来越显著。
降低泄漏功耗是一项贯穿架构设计、VLSI设计、综合、P&R (布局布线) 直至Signoff (完成) 的任务。
功率设计包括减少关键和次关键路径的数量，以便在可能时让更多的单元被映像到高Vth上。
智能综合 (smart Synthesis) 与P&R的使用对设计的最终泄漏模式也有很大影响。
本文介绍的泄漏减少方法焦点在于流程实现的最后阶段，而且，虽然它主要是针对PrimeTime编写，却并不局限于某个专用P&R/Signoff工具。
方法描述
1.全流程概述
这种泄漏功耗优化方法瞄准最后阶段的后版图设计工作。其概念是让设计利用基于多个Vth的交换策略，提前一步实现最大泄漏的优化。
图1是整个流程的模块示意图，其中黄色和褐色矩形框代表泄漏优化。这个用于验证客户设计的系统运行在PrimeTime/StarExtract原始signoff环境下。
这种方法在完整的RTL至GDSII流程之后让最终设计进入原始signoff环境，然后开始搜索那些能够被交换到相应的更高Vth而又不会影响设计性能的单元。
基本上，这意味着这种优化将在设计的正Slack (时间裕量) 路径上进行。
在优化过程中，需检查下列设计参数：
● 建立时间违反
● 设计规则，如最大传输时间 (max_transition) 违反和最大电容 (max_capacitance) 违反
● 由衰减受害者 (victims) 引起的串扰 (Crosstalk) 违反
● 时钟网络 (Clock nets) 设计规则
● 不应被接触或改变的特殊单元和结构
● 不同模式和边角 (比如功能性/测试模式WC/BC 等)
泄漏减少流程的第一个阶段 (即示意图中的黄色矩形框) 是优化流程中主要的耗时部分，并涉及利用PrimeTime“what-if”分析的搜索和交换策略。这一步骤会反复进行，直到找到所有适合交换的单元。
优化流程的第二阶段 (即示意图中的褐色矩形框) 是后版图设计 (ECO) 上的交换执行，RC提取 (RC-Extraction) 和整个STA 运行，并重新运行全部signoff 环境。
优化流程在这一阶段对“what-if”分析与全部RC提取之比较后发现的违反错误进行修正。与PrimeTime的快速计算以及总体运行时间减小的的优点相比，这些错误就相对不起眼了。因此，这一步骤的反复次数应该较小。该阶段的缺点是需要重新运行完整提取，从而增加总体运行时间。
在所有违反都得到修正 (第二阶段) 之后，优化设计的输出在功能性上与原始的设计版图相同，但大大减少了不必要的低/标准Vth单元，因此降低了功耗。
这种方法节省的总体功耗取决于RTL编码以及RTL-to-GDS实现流程早期阶段的泄漏意识。不过，利用这种流程可确保设计在Signoff要求方面得到最大限度的优化。这个问题十分重要，因为实际实现和Signoff优化之间总是存在差距，而在优化流程之后，这一差距可被减小。
2.交换算法
这种方法的目的是尽可能找出非时序关键路径 (即正Slack路径) 上的低/标准Vth单元，并用高Vth单元来替代，同时不影响时序或任何其它设计要求。
这种算法的主要概念是根据其所影响的端点数目对标准/低Vth单元进行分类。
比如，经过单元D、E 和 F终止于单个端点 (“端点1”和“端点4”) 的路径，由于它们只影响一个端点，故标注为#1 (或“group_1”)。
同样地，单元B和C属于#2 (或“group_2”)，因为它们影响两个端点 (“端点2”和“端点3”)，“group_2”……“group_n”以此类推。
对单元进行分类和标注之后，我们就可以从“group_1”开始，在一条正Slack路径上执行单元的递增式交换，然后是“group_2”…… “group_n”。在 PrimeTime中，利用“what-if analysis”来完成这一任务。
在任何两个邻近组“group_n”和“group_n+1”之间，算法都进行时序更新，以便在对“group_n+1”的任何单元进行交换之前，考虑到“group_n”上执行的交换。这是为了避免因虚假交换导致稍后必需修正 (重新交换)。
在进入“group_n+1”之前，对“group_n”中的所有可能单元都进行交换测试。这么做的目的是确保整个设计的最大交换次数。
举一个简单的例子来说明这种方法的原理：
路径1：A --> D --> “端点 1”，正Slack +50 ps
路径2:A -->B --> C -->“端点 2”，正Slack +70 ps
此外，假设在下列单元上交换到高Vth将导致：
● 单元D和B的单元延时将增加30 ps
● 单元C的单元延时将增加35 ps
● 单元A的单元延时将增加45 ps
现在，对这两条路径的泄漏优化，我们有两个选择：
● 选择1：把单元A交换到高Vth；这将在路径1上产生 +5 ps 的Slack，在路径2上产生 +25ps Slack。不过，这并非最佳方法，因为它不利于交换更多的单元 (B、D和C)，节省的总体泄漏功耗较少。
● 选择2：把单元D交换到高Vth，这将在路径1上产生 +20 ps 的Slack；交换B和C将在路径2上产生 +5ps Slack。这种方法是迄今最好的方法，节省的泄漏功耗较大 (假设单元B、C和D的总体泄漏功耗大于单元A的泄漏功耗。)
此外，在交换某个单元时，我们必须把影响相同端点的所有其他组单元排除在外。如上例，若我们现在在“group_2”中，并交换单元C，则我们就必需在下一次搜索中把“端点2”和“端点3”除去，直到时序更新完成。只有这样，才能获得路径的正确时序，然后我们可以继续检查单元B的交换。否则，就可能导致虚假交换，而过多虚假交换也许会造成路径出现负Slack。
3.重新交换违反者 (violators)
由于PrimeTime“what-if”分析的结果可能不同于执行ECO及运行整个Signoff的结果，在完整提取之后常常少有违反出现，同时没有在Signoff 运行之前检测。这是因为单元交换会造成单元电容的变化。在执行“what if”时，PrimeTime必需对这种变化进行“在线”重新计算，同时在整个Signoff下重新提取，以提高精度。显然，PrimeTime的重新计算要快得多，并因此让整个方案具有可行性。
把产生违反的单元Swapping-back (换回) 到其原始形式的次数应该尽量小。
因此，Swapping-back的情况与2.2节描述的过程相反。
一般而言，每一个被交换过的单元都被标注为“已交换的”，故在执行重新交换时，我们需要从违反端点沿路径往回搜索，找到之前“已交换的”单元，就把它交换回原始形式。
为了有效完成这一工作，并尽量减少换回次数，我们首先换回那些影响端点数目最多的单元。
且看下面的简单例子：
假设A、B、C和D是准备交换的单元，但在执行ECO、提取 (即Signoff) 之后，在“端点1”、“端点2”和“端点3”上存在建立时序违反，出现较小的负Slack：
路径1:A --> D --> “端点1”，负 Slack -3 ps
路径2: A -->B --> C --> “端点2”，负 Slack -5 ps
路径2: A -->B --> C --> “端点3”，负 Slack -5 ps
此外，假设在下列单元上换回原始形式会导致：
● 单元D和B的单元延时将减少30 ps
● 单元C的单元延时将减少35 ps
● 单元A的单元延时将减少45 ps
很明显，换回单元A就可以解决3个端点 (见图2) 的违反问题，不必分别交换每个端点的单元 (D 和 B或C)。
结果
这种方法最初是在CEVA内部开发的一款DSP产品CEVA-X1622 DSP内核上执行。
其设计规模在450,000门左右。流程主要部分的总体运行时间大约为12个小时 (即运行一个晚上) (见全流程概述图2的黄色部分)，而使ECO结果与Signoff相符合的Signoff运行时间很少 (见全流程概述图2的褐色部分)。
附录
多模工作
当工作在一个以上的模式中时，必需针对每一个模式分别执行优化，且交换清单中不能包括其它模式的单元。
对于每一个模式，这种方法都生成ECO档，并将之附加到包含了所有模式交换的全局文件中。然后，在后版图设计中执行单个ECO，并对每一个模式执行一次完整的RC提取 + STA运行。
由于在某个模式中某些路径可被视为“无约束路径”(unconstrained paths)，故必需予以分离，但在其它模式中它们可能是时序约束的。这种情形可能导致虚假交换，增加修正这些违反所需的总体运行时间。
以左图为例 (图5)；这是控制受约束路径的Scan_enable信号。在功能性模式中，该信号具有恒定值，因此PrimeTime看不到扫描模式路径 (红色)。这时，PrimeTime会把红色路径上的所有单元交换到高Vth，从而可能造成max_transition违反，甚至建立违反。
把这些模式分离开来可以防止这种情况发生，并改善总体运行时间和真实交换数目。