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BMM 算子优化分析（v0.93）

目标芯片：昇腾 950PR（DAV_3510）。所有分支进入条件只含 case 形状参数（B、M、N、K、dtype）与芯片规格参数。

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一、算子功能与接口说明

完成带 batch 的矩阵乘：C = A @ B + bias。

• 左矩阵 A：[BatchA, M, K]，dtype，典型 ND，可带转置
• 右矩阵 B：[BatchB, K, N]，dtype，典型 ND，可带转置
• 偏置 bias：[B, 1, N]，固定 ND，可为空
• 输出 C：[BatchC, M, N]，BatchC = broadcast(BatchA, BatchB)

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二、符号与芯片参数约定

符号	含义	950PR 取值
C	AIC 核数（aicNum）	32
Q₁₆	单核 Cube BF16 峰值算力	486/C ≈ 15.2 TFLOPS
Q_AIV	AIV 向量求和吞吐（64 核合计）	64×128 fp32/拍×1.65GHz ≈ 13.5 Tops/s
L1	每核 L1 Buffer	512KB
L0A / L0B	每核 L0A / L0B	64KB / 64KB
L0C	每核 L0C（FP32 累加，4B/元素）	256KB
L2	L2 Cache 容量	128MB
W_L2	L2 读写带宽	5.2TB/s
W_GM	GM 带宽（读写共享）	1.6TB/s
R₁₆	16bit 对应位宽算存比	≈607.5 FLOP/元素
dValue	单数据块内数据连续排布长度	推荐 256B/512B，不建议 <128B
min_TileSize	确保高带宽利用率的单块搬移数据量最小值	16KB
min_DatamountPerCore	确保高带宽利用率的单核搬移数据量最小值	480KB
minCoreNum	确保高带宽利用率的并行搬移核数最小值	≈0.8C = 26

以上数值基于 950PR 实测分析总结；对搬移带宽利用率的影响重要性排序为：核数 > 单核搬移总数据量 > 单分块大小 > dValue。不同 NPU 芯片数值可能略有差异，换芯片时逻辑结构不变、只换常数表。

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三、最优实现分析

3.1 性能模型

BMM 的执行是核内多级硬件流水的并行——Cube 计算（MMAD）、GM/L2→L1（MTE2）、L1→L0（MTE1）、L0C 写出（Fixpipe），各流水级时延可被双缓冲相互掩盖：

T_{total} = \max\big(T_{MMAD},\; T_{MTE2},\; T_{MTE1},\; T_{Fixpipe}\;[,\;T_{Reduce}]\big)

总时延 = 最慢一级流水，优化的关键是对瓶颈级的优化。由此得到设计自由度——瓶颈交换：搬移是瓶颈时可牺牲算力（冗余计算）换搬移效率；计算是瓶颈时可牺牲搬移（重复读取）换计算效率。MergeBatch 是前者的典型，ASW_Basic 切 M/N 是后者的典型。

case 固有算存比与 16bit 位宽平衡点：

AI = \frac{2MN}{M+N},\qquad AI_{full} = \frac{2MNK}{MK+KN+MN}

R_{16} = \frac{\text{Cube 峰值算力}}{\text{GM 带宽} / \text{元素字节数}} = \frac{486\ \text{TFLOPS}}{1.6\ \text{TB/s} \,/\, 2\ \text{B}} \approx 607.5\ \text{FLOP/元素}

其中 486 TFLOPS 是乘加各计一次后的标称算力；分母中的 2B 是 16bit 元素字节数，作用是把 GM 带宽折算成元素速率。

AI < R_{16} → 访存 Bound（瓶颈在 MTE2）；反之计算 Bound（瓶颈在 MMAD）。

3.2 实现本质逻辑

BMM 的实现本质是：把数据分块（tile），由全部 AIC 核并行 + 串行完成这些分块的计算，再组合成最终结果：

C[B,M,N] = \Big\{\,C[B_u, M_i, N_j] = \sum_k A[B_u, M_i, K_k] \cdot B[B_u, K_k, N_j]\,\Big\}

分块有 4 个维度：B、M、N、K。核间怎么分这 4 个维度，就是分支划分的第一性问题（核内分块是第二性问题，属于各分支内部 tiling）。

四个维度的核间切分特征（后续一切推导的基石）：

切分维度	读入特征	计算特征	写出特征
切 B	核间零重复读（每个数据块只被 1 个核读取）；核内是否重复读另有条件——若 L1 放不下单 batch 完整的 M、N 维输入（K 维可切段放入，kL1<K），单 batch 计算中切 M 会重复读 B、切 N 会重复读 A	每个输出块由 1 个核独立完成，无核间依赖	只写最终结果，无中间结果
切 M / 切 N	切 M 则同一右矩阵块被多核重复读；切 N 则同一左矩阵块被多核重复读	每个输出块由 1 个核独立完成，无核间依赖	只写最终结果，无中间结果
切 K	每个数据块只被固定的 1 个核读取，零重复读	每个输出块由多核共同完成，存在核间依赖	有中间结果写出，需核间 Reduce 归约

差异的根本原因：B 维在数学上独立（逐 batch 独立矩阵乘），切 B 核间天然零重复、零依赖；K 维有 L0C 累加机制——核内切 K 时多轮 mmad 在 L0C 原地累加、中间结果不出核，一旦切到核间，部分和必须写出 workspace 再归约——切 K 是唯一同时破坏"累加不出核"和"输出独占"的切法。

4 维的任意非空子集共 2^4-1=15 种切分组合，任何实现方案必属其一（完备）：

组	组合	共同特征	优化重心
纯 B	{B}	核间零重复读（核内重复读取决于 L1 驻留形态）；无中间写出	搬移效率 / 计算效率
含 M/N 不含 K	{M},{N},{M,N},{B,M},{B,N},{B,M,N}	核间可能有重复读	重复读尽量少（L2+swizzle 吸收）+ 搬移/计算效率
含 K	其余 8 种	有中间结果写出 + 归约	计算效率，且归约时延不能成为新瓶颈

核间切分价格严格排序：cost(切 B) = 0 < cost(切 M/N) ≪ cost(切 K)。切 B 核间免费；切 M/N 的重复读可被 128MB L2（5.2TB/s vs GM 1.6TB/s）+ swizzle 大部分吸收；切 K 的归约流量 ∝ grid_K×输出量且引入核间同步，是结构性代价。整条分支决策树就是：按价格从低到高购买并行度，买不够才加价。

3.3 分支推导

1. 问题规约：BatchA=1 或 BatchB=1 → 折叠转普通 Matmul（转Matmul）；K=0 / K=1 → Cube 无用，走 AIV 向量通路（特殊分支，与切分正交的前置判断）；
2. 先买免费的 B：B ≥ C 时切 B 可满核。单 batch M×N 够大 → 逐 batch 算（IterBatch）；M×N 太小 → 多 batch 合并成大 tile 算，冗余算力换搬移效率（MergeBatch）；
3. B 买不满，加价买 M/N：切 M/N 或混合切，重复读交给 L2 + swizzle（ASW_Basic）；
4. B/M/N 都买不满，才买昂贵的 K：核间切 K + 归约（StreamK）。

由此得 6 大分支：转Matmul、特殊分支、IterBatch、MergeBatch、ASW_Basic、StreamK。重叠区（如 B≥C 且 M×N 中等时 MergeBatch 与 IterBatch 都合法）由端到端时延模型 T_{total} 仲裁；分支体系保证候选集完备无冗余。

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四、可转 Matmul 分支

进入分支条件

BatchA = 1 \;\lor\; BatchB = 1

解释：单边 batch=1 的 BMM 与 Matmul 只差一个维度标签，直接复用 Matmul 的成熟优化体系。

实现方案

• BatchB=1：左矩阵 [B,M,K] 的 batch 维与 M 维在 ND 下内存相邻紧排，直接视图为 [B·M,K]，输出布局逐元素一致——零重排、零 split，免费转换；
• BatchA=1：右矩阵折叠为 [K, B·N] 需一次真实转置重排（O(B·K·N)），且输出存在置换需 scatter——有代价。A 较小（$MK\cdot\text{dtype} \le L1$）时优先 A 常驻 L1、留在 BMM 分支内（广播友好形态）；A 较大时按广播扩展后分别预估"BMM 分支"与"重排+转Matmul"的时延，择优。

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五、MergeBatch 分支

核间切 B（每核 b_{core} 个 batch，核间无同步）；核内把 b 个 batch 合并计算：$[b,M,K]@[b,K,N] \Rightarrow [bM,K]@[K,bN]=[bM,bN]$，BlockTrace 取块对角线得 $[b,M,N]$。交叉项被算出但丢弃（浪费比例 (b−1)/b）——进入该分支的 case 必然访存 Bound（条件 5 保证），浪费的算力被搬移时延掩盖。

进入分支条件（汇总）

同时满足（b0 = 单次合并计算的 batch 数下限，b0 ≥ 2）：

1. BatchA = BatchB \;\land\; b_{core} = B/C \ge 2b_0
2. 2 \cdot (b_0 M)(b_0 N) \cdot 4\text{B} \le L0C
3. b_{core} \cdot (MK + KN) \cdot \text{dtype} \ge min\_DatamountPerCore
4. \max(MK,\; KN) \cdot \text{dtype} \ge min\_TileSize
5. \dfrac{2MN}{M+N} < \dfrac{R_{16}}{b_0}

逐条解释

1. batch 关系与每核份额：无广播才能逐 batch 对应合并；每核至少分到 2b_0 个 batch——b_0 是合并搬移有收益的最小合并数（取 2），2 组起步才能构成合并组间乒乓流水（即 $b_{core} \ge 4$）。

   MergeBatch vs IterBatch 分界建模：

   执行模型：两分支的核间切分相同——B 维切分到 C 核，每核 b_{core} = B/C 个 batch；核内不切 M/N。核心差异在 GM→L1 搬移粒度：

   • IterBatch：逐 batch 搬移——每 batch 的 A[M,K]+B[K,N] 作为独立 DMA 操作搬入 L1（源码 ndNum = curIterBatchL1，多块独立寻址），然后在 L1 内逐 batch 计算
   • MergeBatch：合并搬移——b_0 个 batch 的 A'[b_0M,K]+B'[K,b_0N] 合并为一个大矩阵，作为单次 DMA 操作搬入 L1（源码 ndNum = 1，单块连续搬移），然后合并计算

   符号：

   符号	含义	表达式
   k_{L1}	L1 级 K 分块粒度（双缓冲）	\min\big(K,\; L1/(2(M{+}N)\cdot\text{dtype})\big)
   n_K	K 分块数	\lceil K/k_{L1} \rceil
   T_{load}	每 K 分块搬移时延	k_{L1}(M{+}N)\cdot\text{dtype}/BW_{pc}
   T_{comp}	每 K 分块计算时延	2MN \cdot k_{L1}/Q_{16}
   T_{write}	单 batch 输出写回时延	MN \cdot outB/W_{GM}
   T_{cmd}	单次 GM→L1 DMA 搬移固定开销	描述符配置 + 地址生成 + 突发启动
   BW_{pc}	单核 GM 带宽份额	W_{GM}/C

   端到端时延模型：L0C 双缓冲使 fixpipe 与 Cube 完全交叠，无 batch 边界同步开销。差异仅来自 GM→L1 搬移次数和 drain 暴露：

   
   T_{iter} = \underbrace{b_{core} \cdot n_K \cdot (T_{load} + T_{cmd})}_{\text{搬移（逐 batch）}} + \underbrace{T_{comp} + T_{write}}_{\text{末 batch drain}}
   

   
   T_{mb} = \underbrace{\frac{b_{core}}{b_0} \cdot n_K^m \cdot (T_{load}^m + T_{cmd})}_{\text{搬移（合并）}} + \underbrace{b_0(T_{comp} + T_{write})}_{\text{末合并 batch drain}}
   

   K 截断情形（$k_{L1} = K$，整个 K 装入 L1 一块）：$n_K = n_K^m = 1$，$T_{load}^m = b_0 \cdot T_{load}$（合并后数据量 b_0 倍）。

   
   T_{iter} = b_{core}(T_{load} + T_{cmd}) + T_{comp} + T_{write}
   

   
   T_{mb} = \frac{b_{core}}{b_0}(b_0 T_{load} + T_{cmd}) + b_0(T_{comp} + T_{write}) = b_{core} T_{load} + \frac{b_{core}}{b_0}T_{cmd} + b_0(T_{comp} + T_{write})
   

   
   \Delta = T_{mb} - T_{iter} = \underbrace{(b_0-1)(T_{comp} + T_{write})}_{\text{drain 惩罚}} - \underbrace{b_{core}\Big(1-\frac{1}{b_0}\Big) T_{cmd}}_{\text{搬移命令节省}}
   

   分界条件（MergeBatch 优于 IterBatch 当且仅当 $\Delta < 0$）：

   
   b_{core} > \frac{b_0 \cdot (T_{comp} + T_{write})}{T_{cmd}}
   

   小 MN 时 T_{comp} 小 → 惩罚小 → MergeBatch 更容易赢；大 B 时 b_{core} 大 → 搬移节省多 → MergeBatch 更容易赢。

   T_{cmd} 的物理成因：每次 GM→L1 DMA 搬移的固定开销，与搬移数据量无关。从源码可直接观察：

   • Nd2NzParams 描述符配置（ndNum/nValue/dValue/srcStride 等 7 个字段写入 DMA 寄存器）
   • 地址生成与突发启动
   • 与 L1 buffer 的同步握手（SetFlag<MTE2_MTE1> / WaitFlag<MTE1_MTE2>）

   IterBatch 每 batch 需一次完整配置（ndNum = curIterBatchL1，多块独立寻址）；MergeBatch 合并后只需一次配置（ndNum = 1，单块连续搬移）。T_{cmd} 就是每次 DMA 命令的描述符配置 + 启动延迟，量级估计为数十 ns。

   MergeBatch vs IterBatch 优势总结：

   维度	IterBatch	MergeBatch	差异来源
   稳态搬移吞吐	相同	相同	总搬移量相同
   GM→L1 搬移命令数	b_{core} 次（每 batch 一次）	b_{core}/b_0 次（每合并 batch 一次）	MergeBatch 少 b_0 倍 ← 核心优势
   drain 暴露	T_{comp} + T_{write}	b_0(T_{comp} + T_{write})	IterBatch 少 b_0 倍 ← 核心劣势
   L0C 利用率	MN \cdot 4\text{B}	b_0^2 MN \cdot 4\text{B}	访存 Bound 下不影响时延

   净收益 = 搬移节省 - drain 惩罚 = $b_{core}(1-\frac{1}{b_0})T_{cmd} - (b_0-1)(T_{comp}+T_{write})$。大 B（b_{core} 大）且小 MN（T_{comp} 小）时 MergeBatch 最优。

   L0C 利用率说明：小 MN 时 IterBatch 的 L0C tile（$MN \cdot 4\text{B}$）远小于 L0C 容量，MergeBatch 合并后更接近满载。但访存 Bound 下计算被搬移掩盖，L0C 利用率不影响总时延——不构成 MergeBatch 的优势。

2. L0C 容量：合并 b_0 个 batch 的输出块 $[b_0M, b_0N]$（FP32 累加、双缓冲两份）必须放得下 L0C；连最小合并都放不下，合并无从谈起。

3. 单核搬移总量：单核搬移数据总量低于 min_DatamountPerCore 时，GM 带宽利用率上不去（重要性第 2 位的经验约束）。

4. 搬移 tile 大小：单 batch 单矩阵的最大连续搬移块须达到 min_TileSize；合并是在此之上进一步放大，不是替代。

5. 访存 Bound：合并把单次计算的算存比放大 b_0 倍后仍须低于 16bit 对应位宽算存比 $R_{16}$，保证瓶颈留在搬移侧，冗余算力被掩盖而非成为新瓶颈。

实现方案

Step 1：合并数 b（L0C + 算存比双上限）

b \le \sqrt{\frac{L0C}{2 \cdot MN \cdot 4\text{B}}},\qquad b < \frac{R_{16}(M+N)}{2MN}

b = \min\big(\text{两上限},\; b_{core}\big),\quad b_{L0} = b

b 尽量取 b_{core} 的因子（每次合并数均匀，负载与功耗更优）。

Step 2：L0 级 K 粒度 $k_{L0}$

k_{L0} = \min\Big(\frac{L0A}{2\,bM\cdot\text{dtype}},\; \frac{L0B}{2\,bN\cdot\text{dtype}}\Big)\ \text{向下 16 对齐，且 } k_{L0}\cdot\text{dtype} \ge 128\text{B}

解释：L0A/L0B 各 64KB、双缓冲两份，装入合并后 bM 行（bN 列）× k_{L0} 的 fractal；末项是 dValue 下限。

Step 3：L1 级 $k_{L1}$、$b_{L1}$

k_{L1} \ge \min\big(k_{L0\_max},\; 256\text{B}/\text{dtype}\big),\qquad
2\,b_{L1}(M k_{L1} + k_{L1} N)\cdot\text{dtype} \le L1,\qquad
b_{L1} = \min(b_{L1\_max},\; b_{core}) \;\ge\; b

解释：k_{L1} 是 GM→L1 的 K 向粒度，按 dValue 推荐值 256B 取；L1 双缓冲两份，每份驻留 b_{L1} 个 batch 的 A/B 各一块；b_{L1} \ge b 保证合并不断供。

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六、IterBatch 分支

核间切 B（每核 b_{core} \ge 1 个 batch，核间无同步）；核内逐个 batch 做标准 Matmul 分块计算。无算力浪费、无跨 batch 依赖，是"切 B"最朴素的形态。

进入分支条件（汇总）

同时满足：

1. BatchA = BatchB \;\land\; b_{core} = \lceil B/C \rceil \ge 1
2. B \bmod C = 0 \;\lor\; B \bmod C \ge minCoreNum
3. L1 容量约束，四选一（Step 为 >1 的整数）：
   • a) b_{core}=1 \;\land\; (MK+KN)\cdot\text{dtype} \le L1
   • b) b_{core}>1 \;\land\; 2(MK+KN)\cdot\text{dtype} \le L1
   • c) \big(MK + 2\cdot\tfrac{KN}{Step}\big)\cdot\text{dtype} \le \dfrac{L1}{\min(b_{core},\,2)} \;\;\lor\;\; \big(KN + 2\cdot\tfrac{MK}{Step}\big)\cdot\text{dtype} \le \dfrac{L1}{\min(b_{core},\,2)}
   • d) 2\cdot\tfrac{K}{Step}(M+N)\cdot\text{dtype} \le L1
4. c/d 切分后：搬移分块 \ge min\_TileSize \;\land\; dValue \ge 128\text{B}

逐条解释

1. batch 关系与每核份额：无广播；每核至少 1 个 batch。

2. 负载均衡：切 B 核间零共享零依赖，唯一系统性风险是负载不均。整除时完全均衡；不整除时尾波活跃核数须 ≥ minCoreNum，保证尾波仍有足够核并发搬移（重要性第 1 位的约束是核数）。

3. L1 容量——核心要求：单 batch 计算不重复读。

   重复读发生在单 batch 内部：L1 放不下单 batch 完整的 M、N 维输入（K 维允许切段放入，kL1<K）时，核内切 M 会在 K 循环中重复读 B、切 N 会重复读 A。IterBatch 进入与否不由算存比判定——即使 case 是计算 Bound，重复读引入的额外搬移也可能把它重新拖回访存 Bound。所以进入条件直接由 L1 驻留形态刻画：

   • a) 每核 1 batch，左右矩阵同时驻留 L1，零重复读；
   • b) 每核多 batch，L1 同时放下 2 个 batch，batch 间直接乒乓；
   • c) 一侧驻留 + 对侧切 K（b_{core} \ge 1 统一式）：驻留侧只搬一次、零重复读；对侧 K 段在预算内双缓冲（故系数 2）。预算分档由 batch 间流水掩盖决定：b_{core}=1 时无 batch 边界、全量 L1 可用；b_{core} \ge 2 时预算减半（L1/2），另一半用于在计算当前 batch 期间预取下一 batch 的驻留侧——定量分析见下文"batch 间流水掩盖"；
   • d) 两侧都切 K：A/B 按 K 段成对流水（双缓冲故系数 2），无驻留侧、batch 边界天然无缝，是驻留侧放不进 L1/2 时的兜底。

4. 搬移效率下限：切分把粒度切小，必须守住 min_TileSize 与 dValue，否则切分本身把带宽打崩。

batch 间流水掩盖分析（c/d 的分工）

先明确流水结构：fixpipe 开 unitflag 后，写出由硬件随路完成（每个 16×16×16 fractal 算完即自动搬出），写出侧不需要软件排流水；要掩盖的只有"读入（MTE2: GM→L1）↔ 计算（Cube）"。

• (c) 且 $b_{core}=1$：每核只有 1 个 batch，不存在 batch 边界；驻留侧全程复用，对侧 K 段双缓冲，段间无缝。
• (c) 且 $b_{core} \ge 2$——关键问题：驻留侧在 batch 边界要整体换入，怎么掩盖？ 若不减预算（全量 L1 给当前 batch），到 batch 边界时下一 batch 的驻留侧（如 A，$MK\cdot\text{dtype}$）必须整体换入，而当前 batch 尾部只剩几个 K 段的计算——掩盖不了整个驻留侧的换入，产生气泡。修正做法：每 batch 只占 L1/2（驻留侧 + 对侧 K 段双缓冲都在这一半），另一半 L1 在计算当前 batch 期间预取下一 batch 的驻留侧。上一 batch 做最后一个 K 段时，下一 batch 的驻留侧已就绪、首个 K 段随即搬入——边界无气泡。无气泡的定量条件：驻留侧换入量 MK\cdot\text{dtype} \le 当前 batch 总搬入量 $(MK+KN)\cdot\text{dtype}$，恒成立；访存 Bound 下计算时间 ≥ 搬入时间，尾部窗口必然足够。
• (d)（两侧都切 K）：K 段槽位在 batch 间完全同质连续——上一 batch 最后一段计算时搬下一 batch 第一段，天然无缝。当驻留侧单矩阵放不进 L1/2 时 (c) 不成立，由 (d) 接管，代价是两侧都有 K 段级重复读。

结论：(c) 统一了原 (c)/(d)——同一族"一侧驻留 + 对侧切 K"，预算按 b_{core} 分档（b_{core}=1 全量 L1、b_{core} \ge 2 减半以容纳下一 batch 驻留侧预取）；驻留侧超 L1/2 时由 (d) 接管。

实现方案

(a)：每核 1 batch 直接搬入 L1。L1→L0 先看 L0C 能否放下完整单 batch 输出：

if (L0C >= M*N*4B):                     # L0C 放得下完整输出：不切 M/N，只切 K
    BaseM = M;  BaseN = N
    BaseK = min(align(L0A/M, 16), align(L0B/N, 16))
else:                                    # L0C 放不下：按较小维切
    if M < N:  BaseM = align(M,16);  BaseN = floor(L0C/4B / BaseM)
    else:      BaseN = align(N,16);  BaseM = floor(L0C/4B / BaseN)
    BaseK = min(floor_align(L0A/BaseM,16), floor_align(L0B/BaseN,16))

(b)：L1 双 batch 乒乓，核内 GM→L1→L0→Cube→L0C→GM/L2 流水；L1→L0 分块同理，但各级预算减半（L0C/L0A/L0B 按 2 份）。

(c)：一侧驻留 + 对侧切 K。假设驻留左矩阵，右矩阵搬入的 K 向长度：

k_{L1\_b} = \min\Big(\frac{L1_{budget} - MK\cdot\text{dtype}}{N\cdot\text{dtype}},\; K\Big),\qquad L1_{budget} = \frac{L1}{\min(b_{core},\,2)}

b_{core} \ge 2 时另一半 L1 在计算期间预取下一 batch 的驻留侧，实现 batch 间无气泡衔接；fixpipe 开 unitflag。

(d)：两侧都切 K 段，k_{L1} 取满足容量与 dValue 的最大值；L0C 按 batch 乒乓（各占 L0C/2），batch 边界由硬件 fixpipe 自动排空、下一 batch 立即在另一半 L0C 累加。

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七、StreamK 分支

进入分支条件（汇总）

1. P = \dfrac{B \cdot MN \cdot 4\text{B}}{L0C} \le \dfrac{C}{2}
2. $\dfrac{K}{grid_K} \ge \dfrac{256\text{B}}{\text{dtype}}$，其中 grid_K = \Big\lfloor \dfrac{C}{\lceil P \rceil} \Big\rfloor
3. $K > \dfrac{grid_K^{,2}}{grid_K-1}\cdot\theta_c$，\theta_c = \dfrac{Q_{16}}{2}\Big(\dfrac{8\text{B}}{W_{L2}}+\dfrac{1}{Q_{AIV}}\Big) \approx 12
4. 工程约束：确定性等级 ≤ 1（核间归约顺序不定）；ND 格式

逐条解释

1. 并行缺口：P 以"L0C 满载的输出基本块"为粒度估计不切 K 的最大并行度——基本块按 L0C 最大利用率取（$M^t N^t \cdot 4\text{B} = L0C$），免去预先估计 M/N 具体切分。阈值取 C/2 而非 C：StreamK 的定义就是 grid_K ≥ 2（至少 2 路切 K），且同一 batch 内所有输出块共享同一个 grid_K；grid_K=2 时每块需要 2 个核，总核数需求 = ⌈P⌉ × 2 ≤ C，即 P ≤ C/2（等号成立时 grid_K=2 恰好填满 C 核）。若 P > C/2，切 2 路就超核数（2⌈P⌉ > C），不切又浪费核——由降核 ASW_Basic 承接更合适。P ≤ C/2 意味着不切 K 时至多一半核有事做，K 是唯一剩余的并行维度。

2. 单核 K 段下限：每核 K 段内轴连续长度不小于 dValue 推荐值 256B（BF16 为 128 元素），保证段内搬移效率不崩。

   grid_K 取值：P 个输出 tile 各需 grid_K 个核，总核数 ⌈P⌉ × grid_K ≤ C → grid_K = ⌊C/⌈P⌉⌋（最大化 K 并行度）。例：P=10, C=32 → grid_K=⌊32/10⌋=3；P=5, C=32 → grid_K=⌊32/5⌋=6；P=16, C=32 → grid_K=⌊32/16⌋=2。

3. 归约代价可接受。StreamK 切 K 引入归约串行尾，收益判据——切 K 后芯片级总时延须小于不切 K（降核 ASW）。

   降核 ASW 的芯片级→核级映射：P < C/2 时 B×M×N 填不满 C 核，以 L0C 满载粒度切为 P 个输出 tile（每 tile 尺寸 $M^t N^t = L0C/4\text{B}$），\lceil P \rceil 个核各处理一个 tile。芯片级总时延 T_{alt} = 单 tile 流水时延 $T_{pipe}$（所有核并行）。$T_{pipe} = \max(T_{MMAD}^t,,T_{MTE2}^t)$，其中：

   
   T_{MMAD}^t = \frac{2 M^t N^t K}{Q_{16}} = \frac{2K}{Q_{16}}\cdot\frac{L0C}{4\text{B}},\qquad
   T_{MTE2}^t = \frac{K(M^t+N^t)\cdot\text{dtype}}{BW_{pc}}
   

   StreamK 的芯片级→核级映射：同样 P 个 tile，每 tile 由 grid_K 个核共同完成（各算 K/grid_K 段）。流水时延 $T_{pipe}/grid_K$，归约时延 T_{Reduce}^t 串行追加。芯片级总时延：

   
   T_{SK} = \frac{T_{pipe}}{grid_K} + T_{Reduce}^t
   

   收益判据 T_{SK} < T_{alt} ⟺ $T_{Reduce}^t < T_{pipe}\left(1-\dfrac{1}{grid_K}\right)$。等价于 $T_{pipe} > \dfrac{grid_K}{grid_K-1}\cdot T_{Reduce}^t$——α = grid_K/(grid_K-1) 由流水分析导出（grid_K=2 时 α=2），非经验值。

   T_{Reduce}^t 构成（每 tile，部分和驻留 L2、AIV 归约；$M^t N^t = L0C/4\text{B}$，符号定义见 §二）：

   
   T_{Reduce}^t = \underbrace{\frac{grid_K \cdot M^t N^t \cdot 4\text{B}}{W_{L2}}}_{\text{AIC 写部分和}} + \underbrace{\frac{grid_K \cdot M^t N^t \cdot 4\text{B}}{W_{L2}}}_{\text{AIV 读回}} + \underbrace{\frac{grid_K \cdot M^t N^t}{Q_{AIV}}}_{\text{AIV 求和}} + \underbrace{\frac{M^t N^t \cdot outB}{W_{L2}}}_{\text{写回}}
   

   K 闭式阈值推导——分两种瓶颈情形：

   计算 Bound（$T_{pipe} = T_{MMAD}^t$），代入判据：

   
   \frac{2K}{Q_{16}}\cdot\frac{L0C}{4\text{B}}\cdot\frac{grid_K-1}{grid_K} > grid_K\cdot\frac{L0C}{4\text{B}}\Big(\frac{8\text{B}}{W_{L2}}+\frac{1}{Q_{AIV}}\Big) + \frac{L0C}{4\text{B}}\cdot\frac{outB}{W_{L2}}
   

   两边除以 $L0C/4\text{B}$（tile 输出元素数），tile 尺寸消去——K 阈值不依赖 M、N 的具体值：

   
   K > \frac{grid_K^2}{grid_K-1}\cdot\theta_c,\qquad
   \theta_c = \frac{Q_{16}}{2}\Big(\frac{8\text{B}}{W_{L2}}+\frac{1}{Q_{AIV}}\Big)
   

   代入数值（$Q_{16}$=15.2 TFLOPS，$W_{L2}$=5.2 TB/s，$Q_{AIV}$≈13.5 Tops/s）：

   
   \theta_c = \frac{15.2\times10^{12}}{2}\Big(\underbrace{\frac{8}{5.2\times10^{12}}}_{1.54\,\text{ps/元素}} + \underbrace{\frac{1}{13.5\times10^{12}}}_{0.07\,\text{ps/元素}}\Big) = 7.6\times10^{12} \times 1.61\times10^{-12} \approx 12
   

   L2 读写（1.54 ps/元素）是主导项，AIV 求和（0.07）仅占 5%。grid_K=2→K>49；4→K>66；8→K>112。

   访存 Bound（$T_{pipe} = T_{MTE2}^t$），同理（M^t N^t/(M^t+N^t) 不消去，但阈值远低于计算 Bound）：

   
   K > \frac{grid_K^2}{grid_K-1}\cdot\frac{M^t N^t}{M^t+N^t}\cdot\theta_m,\qquad
   \theta_m = \frac{BW_{pc}}{\text{dtype}}\Big(\frac{8\text{B}}{W_{L2}}+\frac{1}{Q_{AIV}}\Big) \approx 0.04
   

   访存 Bound 阈值远低于计算 Bound——两情形阈值比值：

   
   \frac{\theta_m \cdot M^t N^t/(M^t+N^t)}{\theta_c} = \frac{2\cdot BW_{pc}}{Q_{16}\cdot\text{dtype}}\cdot\frac{M^t N^t}{M^t+N^t} = \frac{M^t N^t/(M^t+N^t)}{304}
   

   M^t N^t/(M^t+N^t) 的范围：tile 面积 M^t N^t \le L0C/4\text{B} = 65536 元素（L0C 容量上限）。由均值不等式 $M^t+N^t \ge 2\sqrt{M^t N^t}$，比值上界为 $\sqrt{M^t N^t}/2 \le \sqrt{65536}/2 = 128$（正方形 tile 取到）；极端长宽比（$M^t{=}16, N^t{=}4096$）时下界 $\approx 16$。StreamK case 的 tile 通常接近正方形 → 比值 \sim O(64–128)，上界 128。无论取何值，$128/304 \approx 0.42 < 1$——访存 Bound 阈值恒低于计算 Bound。直觉：访存 Bound 时 $T_{pipe} = T_{MTE2}^t > T_{MMAD}^t$，瓶颈时延更大，归约预算更充裕。汇总条件取计算 Bound 阈值（保守，同时覆盖两种情形）。

   注意 θ_c 对 workspace 落点敏感：部分和落 GM 时读写带宽从 5.2TB/s 降到 ~0.64TB/s，θ_c 升至约 97。设计时应优先保证 workspace 驻留 L2。

4. 工程约束：归约顺序不定引入浮点非确定性，确定性等级 2/3 的业务禁用。

源码对照：batch_matmul_v3_basic_streamk_tiling.cpp 中 K 的固定门槛为 CeilAlign(K,256) ≥ max(8192, aicNum×256B/dtype)。

• aicNum×256B/dtype = 32×128 = 4096（BF16）= dValue 下限（256B）在最大 grid_K=C 下的保障——对应条件 2；
• 8192 = 32×256 = C×512B（BF16）= dValue 推荐值（512B）在最大 grid_K=C 下的保障——同为条件 2，取推荐值而非下限。

max 取更严格的 8192。修正后的归约阈值（θ_c≈12，grid_K=32 时 K>396）远低于 8192，说明 8192 的绑定约束是 dValue（条件 2），不是归约代价（条件 3）。源码不动态计算 grid_K，用固定阈值同时覆盖条件 2 的最保守情形和条件 3，是两条条件的保守合并近似。

实现方案

核间组织：先按 B/M/N 切出输出块，剩余核预算折成 K 向份数：

blocksPerBatch = \Big\lfloor \frac{C}{B} \Big\rfloor,\qquad
grid_K = \frac{blocksPerBatch}{mCnt \cdot nCnt}

mCnt、nCnt 收拢为 blocksPerBatch 的因子（避免碎核尾块）；由条件 1 知 $mCnt \cdot nCnt \le blocksPerBatch/2$，故 $grid_K \ge 2$。归约组内核 c 负责 K 段 $[cK/grid_K,; (c{+}1)K/grid_K)$。

核内流水：对自己的 K 段做标准分块流水（MTE2→L1→L0→mmad），段内多轮在 L0C 原地累加；段完部分和经 Fixpipe 写出。

归约：

• workspace + AIV 归约（确定性）：部分和写 workspace（每核 256×256×4B，另加 20MB 核间通信区），workspace 优先驻留 L2——归约读写走 5.2TB/s 的 L2 口而非 GM；AIV 从 L2 读回各段部分和、在 UB 内求和后写回（数据流 GM/L2→UB→AIV→UB→L2/GM，AIC:AIV=1:2）；
• AtomicAdd（非确定性）：部分和直接原子累加到输出 GM，省一遍读回；确定性等级 >1 禁用。

参数搜索：grid_K 从 2 起按 2 的幂递增，取同时满足条件 2/3 的最小值；都不满足则退为降核 ASW_Basic。

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八、ASW_Basic 分支

进入分支条件（汇总）

1. P = \dfrac{B \cdot MN \cdot 4\text{B}}{L0C} \ge C
2. 无 batch 结构限制（BatchA=BatchB、交叉广播均可）；典型进入路径：$B < C$（切 B 买不满核），或 B \ge C 但 IterBatch/MergeBatch 条件不满足时的兜底
3. 降核模式：P < C 且不满足 StreamK 进入条件 → 只用 \lceil P \rceil 个核，其余核闲置

逐条解释

1. 并行度补齐：以 L0C 满载为基本块粒度，B×M×N 能切出至少 C 个独立输出块，则切 M/N（或混合切）并行度够用。切 M/N 的固有代价是共享矩阵被多核重复读，但共享部分驻留 128MB L2 时重复读以 5.2TB/s 命中 L2 而非 1.6TB/s 的 GM，代价大部分被吸收。
2. 兜底性质：ASW_Basic 是实践中最常命中的分支——B 可大可小可等 1，交叉广播也由此承接（对广播侧做 L1/L2 驻留，共享关系与切 M/N 同构）。
3. 降核模式：P < C 且 K 也不够格走 StreamK 时，并行度凑不满核。此时与其强行把 M/N 切得更碎（tile 跌破 min_TileSize、dValue 跌破 128B，搬移效率崩塌，反而更慢），不如只用 ⌈P⌉ 个核、每核承担一个完整输出块（L0C 满载粒度），其余核闲置。这类 case 的时延绝对值小，继续切分引入的调度与搬移效率损失大于并行收益——降核是理性选择而非偷懒。

实现方案

1、核间切分维度选择（按共享代价从低到高）：切 B（零共享，先试）→ 切 M（右矩阵 KN\cdot\text{dtype} \le L2 则驻留 L2）→ 切 N（对称）→ 混合切（靠 swizzle + L2 切分管理）→ 降核（见第 6 条）。

2、swizzle：ASW 滑窗蛇形

问题：核间切 M/N 后，同一时刻 C 个核各算一个输出块，它们所需的 A 行块与 B 列块集合就是当前"活跃工作集"。若按行优先顺序朴素分配，一波 C 个块横跨的 A 行、B 列很宽，活跃工作集超过 L2 就回 GM 读（1.6TB/s），重复读代价真实发生。swizzle 要做的就是编排输出块的执行顺序，把每一波核的活跃工作集压到最小。

做法：把 M 向每 W 个基本块划为一个"窗口"，遍历顺序为"窗口内先扫 M、扫满 W 行再进下一列 N；一个窗口扫完再进下一个窗口"，且奇数窗口行 N 向反向（蛇形）。效果有二：

• 同一波 C 个核的块集中在同一个窗口内 ⇒ 活跃 A 行块只有 W 个、活跃 B 列块只有 C/W 条带；
• 蛇形反向使相邻窗口行首尾相接——上一窗口末尾的 B 列带与下一窗口开头的 B 列带是同一条，跨窗口切换时工作集增量最小。

W 怎么取：一波 C 个块的 L2 足迹约为

footprint \approx \big(W \cdot M^t K + \tfrac{C}{W} \cdot K N^t\big) \cdot \text{dtype}

由均值不等式，W + C/W 在 W = \sqrt{C} 处取最小——窗口越接近"方形"（W 行 × C/W 列），足迹越小。同时 W 须整除 C，保证每个窗口恰好被整数波核覆盖、窗口边界不把波次切碎。合起来即：

W = \max\{\,d \mid d \mid C,\; d \le \lfloor\sqrt{C}\rfloor\,\}

C=32 时 $\sqrt{32} \approx 5.66$，因子 {1,2,4,8,…} 中不超过它的最大者是 4，故 W=4。

实例（C=32，W=4，M̃=8，Ñ=8；数字为块的全局执行顺序，一波 32 块）：

窗口0（N 正向）                窗口1（N 蛇形反向）
      ν0  ν1  ν2 …  ν7               ν0   ν1  …  ν7
 μ0    0   4   8 …  28          μ4   60   56  …  32
 μ1    1   5   9 …  29          μ5   61   57  …  33
 μ2    2   6  10 …  30          μ6   62   58  …  34
 μ3    3   7  11 …  31          μ7   63   59  …  35

块 31 = (μ3, ν7)，块 32 = (μ4, ν7)——相邻两个块共用同一条 B 列带（ν7），窗口切换几乎零增量。对比朴素行优先（Ñ=16 时）：一波横跨 2 个 A 行块 + 16 条 B 列带，足迹 (2·M^t + 16·N^t)·K·dtype；滑窗为 (4·M^t + 8·N^t)·K·dtype——M^t≈N^t 时足迹缩小 1/3。

窗内为什么不蛇形（对上例中"块 3=(μ3,ν0) → 块 4=(μ0,ν1) 而非 (μ3,ν1)"的说明）：蛇形的收益来自"相邻遍历段共享边界数据"，要分两种边界看：

• 窗内列间边界（ν0→ν1）：相邻两段共享的是同一组 A 行块（W 个），它们在整个窗口期间全程驻留 L2，无论按什么顺序扫，工作集不变——窗内蛇形零收益；
• 窗口行边界（窗口0→窗口1）：A 行整体换血（μ0..3 → μ4..7），此时 B 列带的连续性决定换血成本——不蛇形则下一窗口从 ν0 开始（LRU 上最久未用、早已被挤出 L2 的冷带），蛇形则延续上一窗口末尾的 ν7（最热线带）。蛇形只标在窗口行号上（源码 BatchMatMulAswBlock::UpdateBasicIndex：仅 rowIdx 为奇时 n 反向，窗内 m 最快序不反向），正是这个收益结构的直接实现。

3、L2 切分（工作集超 L2 时）

切的是什么：L2 切分切的是输出平面——把 M×N 平面切成 mL2TileNum × nL2TileNum 个大矩形块（每块 = 若干基本块的集合），使"该块所需的 A 行带 + B 列带"输入工作集 ≤ L2 可用读入空间；块内所有输出基本块算完再进下一块，输入只在跨块时换一次。

为什么需要它：滑窗压缩的只是"同一波"的足迹；若整个工作集超 128MB L2，跨波次复用落空——上一波窗口的 A 行早被挤出，下一波又得回 GM 读。且 L2 是读写共用的：输出经 fixpipe 写出时若驻留 L2（dirty），会压缩读入可用空间；若直写 GM，则占用与读共享的 1.6TB/s 总线。所以 L2 切分必须与写出策略联合决策。记输入总量 $S_{in} = B(MK+KN)\cdot\text{dtype}$，输出总量 $S_{out} = B \cdot MN \cdot outB$。

两个不变量（一切分析的起点）：

• GM 流量下界 $= S_{in} + S_{out}$：输入至少读一遍、输出最终至少要写一遍到 GM，与 L2 策略无关；
• L2 读入可用空间：$L2_{read} = L2 - S_{out}^{resident}$（S_{out}^{resident} 为驻留 L2 的输出量）——写出驻留 L2 会压缩读入空间，这是写出策略影响读入复用的通道。

重复读倍率：r_{in} = GM 输入流量 / $S_{in}$。r_{in} = 1 表示每个输入数据从 GM 只读一遍（后续复用全在 L2 命中）——这是 GM 输入流量的下界，L2 管理的全部目标就是让 r_{in} 尽量接近 1。

先判定写出会不会 Bound。平均写出带宽需求：

BW_{out} = \frac{S_{out}}{T_{MMAD}} = \frac{B \cdot MN \cdot outB}{2BMNK\,/\,(C \cdot Q_{16})} = \frac{C \cdot Q_{16} \cdot outB}{2K}

只与 K、outB 有关（K 越小，单位时间输出越密）。例（BF16 输出，C·Q₁₆=432 TFLOPS）：K=512 → 844 GB/s；K=256 → 1.69 TB/s，已超 GM 总线——此时任何策略都写出 Bound，L2 缓冲只能削峰（fixpipe 以 5.2TB/s 写 L2 吸收突发），平均速率仍受总线限制，应预期 Fixpipe 成为 T_{total} 的 max 项。

分场景决策：

场景 A：$S_{in} + S_{out} \le L2$（全驻留）。输入读一遍（$r_{in}=1$），输出驻留 L2（dirty）异步回写 GM——写出走 5.2TB/s L2 写口，不与读争，也削平了 GM 写突发。无需切分。

场景 B：S_{in} \le L2 但 $S_{in} + S_{out} > L2$（输入能驻留，加上输出超了）。策略：输入驻留、输出直写 GM。理由链：

1. S_{in} \le L2 ⇒ 全部输入可驻留 L2，跨波次复用全部命中 ⇒ $r_{in} = 1$（GM 输入流量达到下界 $S_{in}$）；
2. 输出在本算子内只写不读、零复用收益；若输出也驻留 L2（dirty），超出 L2 的部分会把输入挤出——被挤出的输入后续得回 GM 重读 ⇒ $r_{in} > 1$，GM 流量超出下界；
3. 故让输出直写 GM（fixpipe L0C→GM，不占 L2），把 128MB 全部留给输入，保住 $r_{in} = 1$——GM 总流量保持下界 $S_{in} + S_{out}$；
4. 代价是输出即刻占用 GM 写带宽（与读共享总线），须校验总线不爆：$(S_{in} + S_{out})/T_{MMAD} \le W_{GM}$。

例：B=8、M=N=4096、K=512、BF16——$S_{in}$≈67MB ≤ L2，$S_{out}$≈268MB 直写 GM；T_MMAD≈318µs，总流量速率 (67+268)MB/318µs ≈ 1.05TB/s < 1.6TB/s ✓。

场景 C：$S_{in} > L2$（输入本身超）。必须 L2 切分。输出直写 GM 以最大化 $L2_{read}$，切分数满足

mL2TileNum \times nL2TileNum \;\ge\; \frac{S_{in}}{L2_{read}}

每块输入工作集 ≤ $L2_{read}$，逐块计算——块内滑窗复用充分，块间只发生一次性换入。块内分配用错位分核（对角线分配）：线性块号先取 m，n 方向叠加随块号递增的相位偏移，使同一时刻各核落在 M×N 平面的不同对角线上——避免多核同一拍并发读同一行 A / 同一列 B 的同一地址（同地址并发读会串行化，等效带宽打折）。例（8 核、4×4=16 个基本块，k0~k7 为核号）：

行优先（不错位）：              错位分核（对角线）：
      n0  n1  n2  n3                  n0  n1  n2  n3
 m0   k0  k1  k2  k3             m0   k0  k4  .   .
 m1   k4  k5  k6  k7             m1   .   k1  k5  .
 m2   .   .   .   .              m2   .   .   k2  k6
 m3   .   .   .   .              m3   k7  .   .   k3

同一波：A 行带 m0 被 k0~k3 同读     同一波：每行带、每列带
（4 路同地址冲突）                  最多 2 核同读（冲突 4→2）

冲突度量与优选规则：

transConflict = \max\big(\lceil C / mCnt \rceil,\; \lceil C / nCnt \rceil\big) \le 6

即同一时刻并发核访问同一 A/B 块的最大冲突数不超过阈值（经验值 6）；切分方案中优先选尾波不满载占比小（拖尾 < 一半）的。遍历大方向由 calOrder 决定（0=M 优先、1=N 优先），按形状选共享矩阵更能驻留 L2 的方向。例：B=64、M=N=2048、K=1024、BF16——$S_{in}$≈537MB > L2，输出直写（$L2_{read}$=128MB），切 3×2=6 块（每块输入约 89MB ≤ 128MB）；总流量约 1.07GB，T_MMAD≈1.27ms，速率 844GB/s < 1.6TB/s ✓。

补充：若输出会被后续算子立即消费（融合场景），输出驻留 L2 让下游读命中，场景 B/C 的策略反过来；本文按单算子边界分析。

4、核内 tiling：$M^t N^t \cdot 4\text{B} \cdot DB \le L0C$；$M^t K^t \cdot \text{dtype} \cdot 2 \le L0A$、$K^t N^t \cdot \text{dtype} \cdot 2 \le L0B$；内轴按 dValue 256B/512B 对齐；L1 按容量开双缓冲，余量充足开 4 buffer。

5、内部特化（参数极限，不是独立分支）：单边无 batch 且该侧矩阵小（$M \le 256$、$MK\cdot\text{dtype}\cdot 2 \le L1$、对侧每核循环 ≥4 轮）时小侧整个常驻 L1、只搬一次（L1 全载）。

6、降核模式实现：tiling 时 usedCoreNum = ⌈P⌉（不强制 C），基本块在 L0C 容量内取最大（$M^t N^t \cdot 4\text{B} \le L0C$），每核按标准核内流水（L1→L0→Cube→L0C→Fixpipe）处理自己的输出块；核间无共享无依赖，无需 swizzle 与 L2 切分。降核后 GM 并发搬移核数若 < minCoreNum，带宽利用率上限被压低——这正是降核区 case 时延的瓶颈所在，也是"时延绝对值小、不再继续优化"的定量注脚。

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九、特殊分支

• K=0：无任何计算，C = bias 或 0，纯 AIV 写值；
• K=1：退化为逐元素乘 C = A ⊙ B，无累加深度，Cube 的 16×16×16 粒度浪费 15/16，走 AIV 向量通路（GM→UB→Mul→GM）优于 Cube 通路。触发需 $B \ge 2 \times 64$（AIV 核数×2，开 UB 乒乓）且单 batch 输入输出能驻留 UB。

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十、case 遍历：各分支的覆盖区域

方法论说明

采样方式：B ∈ [1, 2048] 全量遍历（2048 个值），M/N/K ∈ [1, 10240] 对数网格采样 60 点/维（值按指数增长：1, 2, 3, 5, 7, 10, 14, 19, 26, 35, ...）。总 case 数 3.2 亿，耗时约 4 分钟。

为什么不做全量遍历：全量 = 2048 × 10240³ ≈ 2.2×10¹⁵ 个 case。Python 分类器约需 1400 万小时，C 实现约需 6 万小时——完全不可行。对数采样在小值区密集、大值区稀疏，恰好覆盖了分支边界集中的区域。

分布依赖测度：对数均匀采样和线性均匀采样给出的分支占比不同。对数采样在小值区密集，特殊分支（K=0/1）、降核 ASW（P 小）、StreamK（K 大但 M/N 小）的占比被放大；线性采样被大 shape 主导（M/N/K > 512 占 [1,10240] 的 95%+），ASW_Basic 占比显著升高。本文遍历的目的是验证覆盖性（无空洞），不是统计真实工作负载的分布。

分支覆盖统计（对数采样，B 全量 2048，M/N/K 60 点/维，共 3.2 亿 case）

分支	case 数	占比	B 范围	区域特征
ASW_Basic	1.75 亿	54.1%	2 ~ 2048	通用：B<C 且 P≥C；或 B≥C 但 L1 四形态不满足（M/N 大）
MergeBatch	6303 万	19.5%	97 ~ 2048	b_{core}\ge 4 且 MN \le 8192 等五条全过
降核 ASW_Basic	4051 万	12.6%	2 ~ 2048	P<C 且 K 不满足 StreamK 阈值 → 只用 ⌈P⌉ 核
IterBatch	3804 万	11.8%	32 ~ 2048	B≥C、负载均衡、L1 四形态之一满足
特殊分支	597 万	1.9%	任意	K=0 / K=1
StreamK	25 万	0.08%	2 ~ 128	P<C/2 且 K≥8192
转Matmul	15 万	0.05%	B=1	单边 batch=1

对照：线性等距采样（M/N/K 步长 256，B 全量，共 1.3 亿 case）下 ASW_Basic 占比升至 92.1%，MergeBatch 降至 3.6%——因为线性采样被大 shape 主导。两种测度的结论一致：无空分支、无覆盖空洞，只是占比不同。

IterBatch 四形态命中分布（对数采样）

形态	命中数	占比	说明
b) 双 batch 乒乓	2684 万	70.5%	最多：B 大且单 batch 较小
d) 两侧切 K	741 万	19.5%	次之：K 可切段的通用兜底
c) 一侧驻留+对侧切 K	370 万	9.7%	单侧可驻留（含 b_core≥2 的半预算预取档）
a) 单 batch 全驻留	9 万	0.2%	B=C 附近的窄区

典型边界 case

B	M	N	K	分支	说明
1	2048	2048	2048	转Matmul	单 batch 纯 Matmul
128	64	64	512	MergeBatch	五条全过：$b_{core}$=4，MN=4096≤8192，单核搬移 512KB≥480KB，AI=64<304
128	64	64	256	IterBatch	与上行仅 K 不同：单核搬移 256KB < 480KB，条件 3 不满足 → 落 IterBatch（形态 b）
512	128	128	128	IterBatch	MN=16384 > 8192，MergeBatch 条件 2 不满足 → 落 IterBatch
32	4096	4096	4096	ASW_Basic	L1 四形态均不满足（M/N 太大），切 M/N
2	8192	8192	1024	ASW_Basic	B<C，P=2048 ≥ 32
16	256	256	128	降核 ASW	P=4 < 32 且 K=128 不满足 StreamK → 用 4 核，其余闲置
4	128	128	10240	StreamK	P=0.25 < 32，K≥8192
2048	1024	1024	512	IterBatch	大 batch，形态 b
8	512	512	512	ASW_Basic	B<C，P=32 恰好满核
64	64	64	8192	IterBatch	小 M×N 但 K 大，形态 d

遍历结论

1. 七个分支全部有真实 case 命中，无空分支；覆盖矩阵无空洞（P<C 且 K 小的残余由降核 ASW_Basic 兜底——此时时延绝对值小，调度开销主导，分支选择不敏感）；
2. MergeBatch 的区域由条件 2（$MN \le 8192$）与条件 3（min_DatamountPerCore）夹出：小 M×N 且单核搬移量足够的大 batch case，两个条件缺一不可。典型分界对照：B=128/M=N=64 时 K=256 → 单核搬移 256KB 不达标落 IterBatch，K=512 → 512KB 达标进 MergeBatch；
3. IterBatch 与 ASW_Basic 的分界就是 L1 四形态是否满足：单 batch 输入 (MK+KN)\cdot\text{dtype} 相对 L1 的比例决定归属——这正是"核内零重复读"原则的定量体现；
4. StreamK 的区域为 P<C/2 且 K≥8192：B 小、M/N 小、K 大的"细长" case；C/2 ≤ P < C 且 K 大的 case 由降核 ASW_Basic 承接（切 2 路 K 会超核数，不切又不满核，不如直接用 ⌈P⌉ 核）；
5. 降核 ASW_Basic 是 P<C 且 K 小区域的理性归宿（占 12.6%）：并行度凑不满、切 K 又不划算时，只用 ⌈P⌉ 个核、每核一个 L0C 满载输出块，比强行碎切（tile 跌破搬移效率下限）更快。