大概分成以下几节：
1，概述及协议
2，valid forward－valid超前
3, bubble collapse － 消除气爆
4, input/output skid － 不知中文怎么说
5, pipe halt - 流水停顿
6，idle present - 显示空闲
1.protocol
两个模块需要协同工作，少不了的就是你给我一些数据，我告诉你我收到了。或者你问我要一些数据，我过一会给你。
“你给我，我告诉你我收到了”，在通信，称之为握手。在数字设计中也一样。
握手有很多种，pipe里用到的这种握手协议，被我称为valid_ready。描述如下
valid_ready协议：
1， 当sender端有数据要发送时，将valid置1，并保证数据有效，可以不用检测ready。
2， 当receiver模块允许接受数据，将ready置1，可以不用检测valid是否有效。
3， 在任一个cycle，如果valid=1 && ready=1， 则接受端将会在紧接着的下一个clock posedge将数据采入，并通过ready信号来表示自己是否可以接受新的数据。
4， 在任一个cycle，如果valid=1 && ready=1，如果发送端仍有数据需要发送，则会在下一个clock posedge将新数据放入data bus，来表示自己有新的数据需要发送。如果没有新的数据需要发送，则将valid置0，表示没有数据需要发送。如果前一次的数据没有被接受端接受，即 ready＝0，发送端需要保持valid＝1，否则，数据将被丢弃，并没有被接收端收到。
如上图所示，c1周期，发送端有数据想要发送，将valid置1，并将D0稳定；可是c1周期接收端不肯接受数据（可能因为他正在忙于其他事务的处理）， 数据没有被接受，发送端只能继续将valid置1，并保持D0不变。c2周期，接受端不再繁忙，可以接受数据了，于是他将ready置1，表明这个周期他 可以接受新数据。于是D0便在c2结束的那个上升沿被接收端取走。尽管接受端还想接受数据（c3周期，ready仍为1），但是发送端没有新数据需要发送，于是接收端继续保持ready＝1，表明自己仍可以接受数据。紧接着，发送端在c4周期又有数据需要发送，于是就置vliad＝1，而此时接收端正在等着呢，于是这个数据D1在c4周期，就传送完成。这次发送方发送完D1，紧接着还有D2需要发送，可是接收端不干了，他不能、不想、不愿意接受新的数据，于是D2和表明D2有效的valid只能一直保持在那里，等啊等，等啊等……直到c7，接收端可以接受了。于是D2终于传过去了。
2. basic pipe
basic pipe所谓的pipe，他的目的就是实现pipeline，即流水，有了valid_ready,我们就能很容易的将操作进行流水作业。通过插入pipe，可以将原来需要较多层的逻辑分拆开来，每一级pipe做一点。如下图，这是插入了一级pipe的。其中valid和data是同样的逻辑，所以就合并画在一起了。
下图，这是插入了2级pipe的。
每一级你可以对data进行一些处理，再传给下一级。
对于每一级pipe，其基本的逻辑是这样的。o: output, i:input
vo <= (ri) ? vi : vo;
do <= (ri) ? di : do;
ro = ri;
这个就是最基本的pipe的逻辑。
下面是基本pipe的电路图。
3. valid forward
细心的读者会注意到，当sender想要发送数据的时候，会将vi置1，这样，当receiver能够接受数据时，需要多等一个cycle，即数据先要寄存在pipe中，然后下一个cycle，接受端才能看到数据有效。如果要传输一笔数据需要2个cycle，当数据连续传送时，这没有问题，但是如果数据都是零碎的片断，那么效率就变得比较低下。也就是说，当pipe里面为空，但是receiver端不可以接受数据时，数据还是得停留再sender端，而这个空的pipe，我们称之为bubble。
如何解决这个问题？
当我们发现如果pipe级没有有效数据，即vo＝0，那么我们让vi直接送到receiver端，而不再寄存一级。这样做的好处是效率提高了，坏处就是timing变差了。而且相比于没有插入pipe，timing更糟糕了。因为多了一些mux。其实，最糟糕的是，这种做法毫无用处，除非和下面要讲的bubble collpase配合使用。因为如果没有bubble collapse，它根本就没让pipe工作，因为reset之后，pipe始终为空，于是每一次，数据都绕过了pipe，直接送到了serder端。而且，这比没有插入pipe的timing来的更糟糕。这和我们最初要引出pipe，来实现流水以提高timing性能，这个目的相矛盾。
下面我们要讲提及了很多次的bubble collapse了，看看他神奇在什么地方。其实道理很简单，如果receiver端不ready，而pipe为空，我们就将数据先进入pipe级的寄存器，缓存于pipe级。在sender看来，这个数据已经被pipe级取走，可以放新的数据了。下次，receiver端ready了，直接和pipe要数据即可。这样，bubble就消失了。
如图所示：
逻辑代码如下：
ro = ri || !vo; // ready
vo <= (ro)? vi : vo; // valid
do <= (ro && vi)? di : do; // data
仔细、仔细、再仔细体会一下以上代码
4. input/output skid
pipe能有效的改善data的timing（当然，顺带也改善了valid的timing），使得data在其传输路径上被寄存N拍，如果有复杂的组合逻辑，则可以将组合逻辑拆成一系列的组合逻辑，并在每个之间插入pipe，尽管每一笔数据的延时增加了，但是带宽并没有变小。可是，如果ready信号的产生，传播逻辑比较复杂，我们也同样在某些地方将ready打上一拍，以改善他的timing。可是仅仅对ready打一拍，协议就会被破坏了，使得valid 和ready对应不上。
现在我们仅仅简单的将ready打了一拍给sender端，那么sender端看到就是延时一拍以后的ready，即ro<=ri。如果vi=1&&ro=1，从sender的角度看来，就是data被取走了，可以放一个新的数据了。
让我们用最简单的basic pipe来举例说明。假设sender有3笔数据需要发送，而receiver收到一笔后既不能再接受，需要进行一些处理，等几个cycle之后才能再接受新的数据。
其时序如图所示：
我们来简单分析一下：
最初，sender没有数据要发送，vi＝0；receiver空闲，可以接受数据，ri＝1。但是由于在c3时刻，ri＝0，ro＝1；receiver不可以接收新的数据，而sender没有及时发现，他还是将数据D2押送给了pipe，但是pipe里面囤积的D1并没有被收走，于是pipe处于一个两难的境地，要么将D1丢弃，要么将D2丢弃，无论如何，总是会丢失一笔数据。
D1占据着Pipe里唯一可以容身的小屋（data register），D2来了，也想进来。D1看了看D2，说：“小样，你是新、新、新、新、新来的吧……，我这里只有一间屋，住不下咱俩，要不这间给你，我自己在离sender近一点的地方再造一间新屋，但是得先说好，船来了(ri=1)，我先走。”D2想了想，没办法，一山不容二虎，除非一公和一母，谁让咱俩没性别，要不然……说不定，还能生个小娃，这是后话。
于是，我们又造了一间新的小屋，起名叫skid buffer。当ri从1变0时，即ri＝0，ro＝1，表示receiver端忽然不能接受新数据了，但是sender要晚点才能知道，这时 候，skid给D1住，D2住老屋。当ri从0变1时，即ri=1、ro=0，表示receiver有可以接受新数据了，这是得先把skid里得数据放走。此时skid里住着D1呢，D2这时看到得还是ro＝0，所以他继续呆在老屋里不动。除了这两种情况，其他情况都无所谓，随便我们怎么处理skid都可以，如果想要逻辑简单，那么就像我上面所说得那样处理。但是会出现的这个问题：D2在以后的cycle中，尽管不需要再住进skid了，但是还是会给个分身给skid，而自己会直接从老屋乘船走了。这样会造成skid里不停的让无用的D2们进进出出（无效翻转）；为了降低skid再无用的时候不要住无用的D2们的分身，可以加一点控制逻辑，使得D2们在不需要的时候不要浪费skid的资源。（逻辑为 ri ^ ro==0时，disable skid）
下面这个图稍微复杂了点，是一个basic pipe＋skid。控制逻辑最少，但增加了额外的skid使用。
skid和pipe这两部分的位置是可以互换的。如果你能成功的做到，你对以上内容的掌握应该已经炉火纯清了。
5. pipe halt
在输入增加一个信号，用于将pipe停止。
即流水线停顿。来自upstream的valid会立即被忽略，送给上一级的ready立刻被取消。同样送给downstream的valid立刻会被取消，而ready也不予理睬。pipe内部所有数据流全部立即停止。
但是如果pipe内部有skid，为了保证数据的正确，skid级的valid立即取消，但是送给upstream的ready需要在下一个cycle再 停顿。恢复的时候也一样，valid立即恢复，而送给upstream的ready需要在下一个cycle才可以恢复。（有关skid的停顿逻辑需要你冥想3分钟，我刚开始几次，每次思考这个问题，都不能一下子想明白，总要绕几圈才豁然。）
6. idle present
Idle 信号表明Pipe中没有有效数据，即每一级pipe的valid无效。
其逻辑为
idle = ~(p1_valid |p2_valid|...)
其中，pn_valid 为第n级Pipe的vo
