Коротко: в этой цепочке есть только зависимости типа RAW (чтение после записи) и одна управляющая (ветвь). В зависимости от наличия обходов (forwarding) и от предсказателя числа простоя (bubbles) разные. Ниже — подробности с объяснением и варианты перепланировки.

Предположения (стандартный 5‑ступенчатый конвейер): IF, ID, EX, MEM, WB; load получает данные в конце MEM; имеются обычные пути forwarding EX→EX и MEM→EX (если говорим о варианте с forwarding); направление чтения регистров — в ID; ветвь (BEQ) разрешается в EX (т.е. решение о переходе и сравнение регистров — в EX).

1) Какие есть конфликты (hazards)

I1 LW R1,0(R2)I2 ADD R3,R1,R4 — RAW на R1 от I1 (load‑use hazard)I3 SUB R5,R3,R6 — RAW на R3 от I2I4 BEQ R5,Label — RAW на R5 от I3 (плюс управляющий hazard — сама ветвь)

Нет WAR и WAW в этой последовательности.

2) Сколько простоев потребуется

a) Без forwarding (ни каких обходов)

LW → ADD: результат lw доступен только после WB; зависимая инструкция должна ждать записи в регистровый файл — стандартно это даёт 2 цикла простоя (load‑use penalty без bypass’ов).ADD → SUB: ALU‑результат записывается в WB, без forwarding зависимая инструкция должна подождать — обычно 1 цикл простоя.SUB → BEQ: ветвь использует значение R5; без forwarding нужно подождать до WB — 1 цикл простоя (плюс сама ветвь разрешается в EX, но это учтено).
Итого: примерно 4 такта (bubbles) суммарно.

b) С forwarding (обычные пути EX/MEM → EX и MEM/WB → EX) и без предсказателя ветвей

LW → ADD: классический load‑use — даже при наличии forwarding нужен 1 цикл простоя, потому что данные от LW появляются только после MEM и до EX следующей инструкции один цикл не хватает.ADD → SUB: результат ADD доступен после EX и может быть переброшен в EX стадии SUB → 0 простоя.SUB → BEQ: сравнение ветви выполняется в EX и результат SUB можно перебросить в EX стадии BEQ → 0 простоя.
Итого: 1 такт простоя (только load‑use).

c) С forwarding и предсказателем ветвей

Если предсказатель хороший (или идеальный) и нет промахов, управляющий конфликт для BEQ фактически устранён → остаётся только 1 цикл от load‑use.Если предсказатель промахнёт — добавляется штраф за неверное предсказание. В 5‑ступенчатом конвейере обычный штраф за неверно предсказанную ветвь = количество инструкций, которые были загружены неправильно (обычно 1–2 цикла в простейших моделях). Точный штраф зависит от того, когда сбрасываются IF/ID и сколько инструкций было предзагружено.

3) Краткие pipeline‑диаграммы (иллюстративно)
(неформально) с forwarding:

I1 LW: IF ID EX MEM WBI2 ADD: IF ID —stall— EX MEM WB (один пузырь между ID и EX)I3 SUB: IF ID EX MEM WB (без пузырей благодаря forwarding)I4 BEQ: IF ID EX MEM WB (ветвь в EX, значение R5 форвардится)

без forwarding:

между I1 и I2 будет больше пустых циклов (I2 ждёт до WB), затем между I2 и I3 ещё пузырь и т.д. — суммарно ≈4 пустых цикла.

4) Как минимизировать задержки (перепланировка/оптимизации)

Инструкции‑слайды (schedule to hide load latency): вставить независимую инструкцию между LW и его потребителем. Если есть какая‑то независимая работа (другой load, арифметика по другим регистрам, память), разместите её сразу после LW:
Пример:
LW R1,0(R2)
OR R7,R8,R9 ; независимая — скрывает 1 такт
ADD R3,R1,R4
SUB R5,R3,R6
BEQ R5,Label
Это полностью уберёт 1‑тактовый penalty при наличии forwarding.Если нет независимой инструкции — вставьте NOP(ы). При наличии forwarding нужен 1 NOP, без forwarding — 2 NOP.Использовать delay‑slot (если ISA поддерживает): поместить полезную инструкцию в слот после ветви (MIPS‑style) — но это работает только для архитектур с явной delay‑слотом.Переструктурирование алгоритма: по возможности разбить цепочку зависимостей, вычислять и обновлять регистры заранее, переиспользовать регисты (регистровое переименование) или выполнять предзагрузку (prefetch) данных.Аппаратные решения: включить forwarding, использовать динамическое предсказание ветвей, out‑of‑order execution (сбор результатов и раннее исполнение зависимых инструкций), расширенные пути форвардинга (например, форвард в ID для ветвей) — это уменьшит или уберёт перечисленные задержки.

5) Вывод (кратко)

Основные конфликтные зависимости: I2←I1 (R1), I3←I2 (R3), I4←I3 (R5) + управляющий hazard для BEQ.Без forwarding ≈ 4 такта простоя (типичная оценка).С forwarding (и без плохого предсказания ветвей) — только 1 такт простоя (load‑use).Лучший программный способ уменьшить задержки — вставить независимые инструкции между LW и его использованием; аппаратные — включить forwarding и хороший предсказатель ветвей.

Если хотите, могу:

показать развернутую пошаговую диаграмму циклов (по такту) для каждого варианта (без forwarding, с forwarding, с предсказателем), чтобы наглядно посчитать bubbles;предложить конкретные варианты реорганизации кода для вашего реального фрагмента программы (если дадите контекст и какие инструкции можно вставить).