還沒人追過的那些線
在第 1 篇導覽裡，我們鋪好了資料路徑——程式計數器、指令記憶體、暫存器檔、ALU、資料記憶體、符號擴展器，以及把它們接在一起的那些多工器。在第 2 篇裡，我們推一條指令穿過去，看著資料移動。但回頭看我們畫的每一個多工器：每一個都垂著一條選擇線，問著一個是非題：要拿立即值，還是暫存器的值？這個週期要不要寫進暫存器檔？要不要讀記憶體？在那兩篇裡，我們是悄悄地用手回答了這些問題。控制單元就是晶片裡那個會自動回答它們的部分——在每個時脈上，只靠看著指令就能決定。
這裡有一個最乾淨的方式，把整個設計放進腦袋裡，這個切分會貫穿整個這一級：資料路徑是資料往哪流，控制單元是什麼在引導它。資料路徑是水管——載著位元的管子與閥門。控制單元則是每個閥門上的那隻手。它們刻意被分開，因為同一套水管可以載一個加法、一個載入、一個儲存或一個分支；從一條指令到下一條，改變的只是閥門開與關的圖案。這道分隔叫做資料路徑／控制分離，是整台機器裡被重複使用最多的想法之一。
從運算碼到一把旗標
每一條指令都帶著一個運算碼（opcode）——前面那幾個位元，說明這是哪一種指令。控制單元的全部工作就是一次查表：餵進運算碼，吐出控制訊號——一小把單位元旗標，資料路徑裡每個開關各對應一個。把它想成一台販賣機。你按下一個按鈕（運算碼），一組固定的拉桿就落定位：這個多工器倒向左、那條寫入致能拉高、記憶體讀取線維持低。對加法與對載入，同一組實體線得到的是不同的設定，但決定設定的那台機器從不改變——它就是純粹的解碼。
我們講的是哪些旗標？對我們的單週期 RISC-V 來說，一小撮就能涵蓋一切。RegWrite 說「這個週期結束時，把 ALU 或記憶體的結果寫回暫存器檔」。MemRead 與 MemWrite 說的是要不要讀寫資料記憶體。ALUSrc 選 ALU 的第二個輸入：是暫存器的值，還是符號擴展後的立即值。MemToReg 選要寫回什麼：ALU 算出的答案，還是從記憶體取回的字組。而 Branch 則武裝那段可能會重導程式計數器的邏輯。對著眼前的運算碼把這些設對，資料路徑就會做出正確的事——而它從不需要知道自己正在跑哪一條指令。
控制表：一個運算碼一列
因為控制單元就是純粹的解碼——運算碼進、旗標出——你可以把它的全部行為寫成一張控制表。每一列是一種指令類型；每一行是一個控制訊號；每一格是那個訊號必須取的 0 或 1。這裡沒有藏什麼花招：這張表就是控制單元。讓我們填進四列，對應我們一路跟著的四條指令——一個算術 R 型（add）、一個載入（lw）、一個儲存（sw），與一個條件分支（beq）。
Instruction | ALUSrc | MemToReg | RegWrite | MemRead | MemWrite | Branch | ALUop ------------+--------+----------+----------+---------+----------+--------+------- add (R) | 0 | 0 | 1 | 0 | 0 | 0 | add lw (load) | 1 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | add sw (store) | 1 | x | 0 | 0 | 1 | 0 | add beq (branch)| 0 | x | 0 | 0 | 0 | 1 | sub ( x = don't-care: that result is never written, so the flag's value is irrelevant )
慢慢讀，整條資料路徑就活了過來。add 讀兩個暫存器（ALUSrc 0），叫 ALU 做加法，把答案直接寫回去（MemToReg 0、RegWrite 1）——記憶體沒被碰。lw 把立即值當位移用（ALUSrc 1），加到一個基底暫存器上湊出位址，讀記憶體（MemRead 1），再把取回的那個字組寫回去（MemToReg 1）。sw 同樣加一個位移，但寫進記憶體（MemWrite 1），且什麼都不寫回暫存器（RegWrite 0）。而 beq 做的是減法——不是為了留住結果，而是為了測試它：若兩個暫存器相等，差就是零，而 Branch 1 讓那個零去引導程式計數器。一張表、四種截然不同的行為、線路零改動。
兩層控制：主單元與 ALU 控制
你也許注意到最後一行寫的是「add」或「sub」，而不是乾淨的 0 或 1。那是因為 ALU 能做的不只兩件事——加、減、AND、OR、小於則設一——而要在它們之間選，得花幾個位元，不是一個。結構設計師靠把控制拆成兩層來保持整潔。主控制單元只看運算碼，吐出高階旗標，外加一個叫 ALUop 的小小 2 位元提示。一個小型的第二解碼器，ALU 控制，把那個提示連同指令的功能欄位一起拿來，產生出 ALU 真正需要的那組精確的運算碼。
為什麼要多一層，而不用一張大表？為了省。每一個載入、儲存，以及那些簡單的位址算術，全都只需要「加」，所以主單元可以說 ALUop = 00（「加」）就了事。分支需要「減」，所以 ALUop = 01。但一個 R 型可能是加、減、AND、OR，或更多種，全都共用同一個運算碼，只在功能位元上不同——所以主單元說 ALUop = 10（「去看功能欄位」），把細部決定交給 ALU 控制。這個兩步解碼讓主控制表保持精簡，同時仍能涵蓋一個豐富的 ALU。這是個乾淨的例子：把細節推到「擁有資訊去決定它」的那個地方。
為什麼一個週期不夠
到目前為止，我們的控制單元住在一個單週期處理器裡：每一條指令都在剛好一個時脈裡開始並結束。這推理起來簡單得令人愉快——一個時脈對應表裡的一列——但它藏著一個殘酷的代價。時脈跳動的速度，不可能快過最慢那條指令穿過資料路徑的路。載入就是那個慢的：它必須讀指令記憶體、讀暫存器檔、做一次 ALU 加法湊出位址、讀資料記憶體，然後才寫回——一條長鏈。然而一個單純的加法早早就結束了。在單週期設計裡，那個快的加法被迫耗著一段被拉長到容得下慢載入的時脈週期。大家都以最慢者的速度在跑。
這就是單週期限制，而它之所以咬人，是因為效能的鐵律：執行時間 = 指令數 x CPI x 時脈週期。單週期把 CPI 維持在好看的 1——每條指令一個週期——但代價是時脈週期被臌脹到最壞情況。更糟的是，每個功能方塊一個週期最多只用一次，所以這個設計必須複製本來可以共用的硬體（分開的指令與資料記憶體、額外的加法器）。解法是：別再硬把每一條指令塞進一個時脈裡。
多週期資料路徑登場。把每條指令拆成幾個短步驟——取指、解碼、執行、記憶體、寫回——每個步驟各給一個自己的短時脈。現在時脈以一個步驟的速度在跑，而不是一整條指令。快的加法只花它需要的那三步；慢的載入走完全部五步，只為它用到的部分付費。硬體也能跨步驟重用：同一個 ALU 在一步算位址，在另一步可以替 PC 加一。控制單元也跟著長大：它不再是一張平的查找表，而是一台走過這些步驟的有限狀態機，在每一步吐出不同的一束控制訊號。我們會在第 4 篇導覽裡，完整拆解單週期對多週期的這場取捨。
造控制器的兩種方式：硬接線對微程式
不管你怎麼組織它，控制器在實體上可以用兩種風格之一來造，而這個區別比單週期與多週期都活得更久。硬接線控制把控制表直接變成邏輯閘：運算碼進來，穿過一張固定的 AND／OR 閘網格，控制訊號就出來。它快而精巧，但這張表被凍進了矽片——要改控制行為，你得重新設計那些閘。RISC 晶片靠著它們小而規律的指令集，正是因為它們的表簡單到能便宜地用閘實現，而倚賴硬接線控制。
微程式設計走相反的路：把控制訊號當成資料來存。每個運算碼的行為變成一支由「微指令」組成的小程式，存在晶片內部一小塊快速記憶體裡；控制單元變成一個小小的直譯器，去取出並執行那段微常式，每條微指令鋪下一個週期份量的控制訊號。它比閘慢，卻靈活得輝煌——要支援一條肥胖的 CISC 指令，甚至要修一個控制錯誤，都變成重寫那段儲存的微程式的事，而不必重做矽片。這就是為什麼複雜的 CISC 機器在歷史上偏好它。
別把這讀成一場有勝負的嚴格對決。真實晶片把兩者混用，而我們在 RISC 對 CISC 遇過的那種模糊，在這裡也出現了：一塊現代 x86 把每條複雜指令拆成類似 RISC 的 微指令，所以它替那些棘手、罕見的指令帶著微碼，同時讓常見的那些走過快速的硬接線式路徑。更深的重點是這道接縫本身。一旦控制只是一張表——不管是燒進閘裡，還是當微程式存著——同時重疊好幾條指令的步驟之門就打開了。那個重疊就是管線，是這一級一路鋪墊著的想法，也是接下來幾級的主題。