Операція добування реалізована на трьох робочих позиціях конвеєра, кожна із яких представляє собою окрему електронну схему. На позиції IFU1 добувається один рядок із кеша команд (32 байти) в якому міститься команда. Адреса рядка поступає із схеми формування адреси наступної команди, а добутий із кеша рядок запам'ятовується в буфері схеми IFU1. Визначення адреси не зводиться до простого інкремента в лічильнику команд. Іноді потрібно визначати адресу переходу або адресу команди обробки переривання.

Далі вміст буфера IFU1 передається в схему IFU2 порціями по 16 байт. Тут паралельно виконується обробка двох команд. Схема проглядає байти добутого рядка кеша і шукає межу між командами, оскільки довжина команди Pentium змінна. Якщо хоча б одна із команд буде командою умовного переходу, схема пересилає відповідну адресу в схему динамічного передбачення переходу. Тут блок довжиною 16 байт передається із схеми IFU2 в схему IFU3. Ця схема підбирає для поступаючих машинних команд підходящі схеми розшифровки.

Перша фаза розшифровки - ID1. Ця схема може паралельно обробляти три машинні команди Pentium II. Кожна машинна команда перетворюється в послідовність мікрокоманд. Послідовність може включати до 4 команд. Мікрокоманда має довжину 118 біт і по формату подібна до команд RISC-процесорів. Найбільш суттєва відмінність в тому, що в RISC-процесорах довжина команди, як правил, не перевищує 32 біт, а мікрокоманда Pentium II значно довша - 118 біт. Тим не менше працювати з мікрокомандами значно простіше, ніж з командами в початковому форматі Pentium.

До складу схеми ID1 входять три дешифратори. Перший з них обробляє ті машинні команди які перетворюються в послідовність мікрокоманд, а другий і третій - більш прості команди, які перетворюються в єдину мікрооперацію. До таких простих команд належать команди типу “регістр-регістр” і команди завантаження регістрів з пам'яті.

Для того щоб команди із буфера IFU2 були передані на відповідні дешифратори ID1, схема IFU3 представляє команди таким чином, щоб першою була складна команда, а друга і третя - простими. Якщо всі три команди в буфері прості, ніяких перестановок схема IFU3 не проводить. Якщо у буфері IFU2 є більше однієї складної команди, вони розподіляються між дешифраторами таким чином, щоб на другий і третій потрапили тільки прості команди.

В наборі команд Pentium II є кілька команд, які реалізуються більше ніж чотирма мікрокомандами. Такі команди направляються в спеціальну схему формування послідовностей мікрокоманд (microcode instruction sequencer - MIS), в складі якої є постійний запам'ятовуючий пристрій, яке зберігає послідовності з 5 і більше мікрокоманд. Наприклад, для реалізації команд обробки символьних рядків можуть використовуватись послідовності, які включають сотні мікрокоманд. Таким чином схема MIS представляє собою, по суті, вузол мікропрограмного виконання команд.

Сформована схемами ID1 і MIS послідовність із 6 мікрокоманд передається в буфер схеми ID2, в якому формується черга у відповідності з початковим порядком команд в програмі. На цій стадії появляється друга можливість для прогнозування розгалуження. Якщо яка-небудь з мікрокоманд припускає умовний перехід, вона передається в схему статичного прогнозування розгалуження. Остання передає цю команду в схему динамічного прогнозування розгалуження.

Мікрокоманди вишикувані в чергу в буфері ID2, передаються в схему виділення регістрів (RAT), в якому реалізується алгоритм перейменування регістрів.

Схема резервування (reservation station - RS) вибирає мікрооперації з буфера ROB, розподіляє їх між схемами виконання і записує результати в регістри ROB. Спочатку RS проглядує зміст буфера ROB і шукає в ньому ті мікрокоманди, код у полі стану яких вказує, що всі операції для даної мікрокоманди вже підготовлені.

Якщо ресурси, необхідні для виконання цієї мікрокоманди, вільні, RS вибирає мікрокоманду із буфера і передає її відповідній схемі на виконання. Зо один такт RS забезпечує аналіз і розподіл кількох мікрокоманд, але не більше 5. Якщо на певну схему виконання “претендують” дві і більше команд із буфера ROB, вони передаються на обробку по черзі. При цьому дотримується дисципліна “першим прийшов - першим вийшов”, яка повинна зберегти початковий порядок слідування мікрокоманд, але цей порядок уже раніше змінений при аналізі залежностей і розгалужень.

Схема RS має 5 портів, які зв'язують її з 5 вузлами виконання мікрокоманд. Порт 0 використовується для виконання арифметичних мікрокоманд як з цілими, так і з числами у форматі з плаваючою крапкою, крім самих простих мікрокоманд і мікрокоманд обробки розгалужень. Останні передаються на виконання через порт 1. Вузол виконання ММХ-команд частково підключений до порту 0, а частково до порту 1. Інші порти призначені для команд звернення до пам'яті (завантаження і збереження).

Після того як виконання команди буде завершено, відповідний елемент в ROB поновлюється, а звільнений вузол стає доступним для інших команд.

Така послідовність проходження мікрокоманд через вузол диспечирування-виконання порушується при помилковому передбаченні розгалуження. В цьому випадку необхідно відмінити виконання кількох мікрокоманд, які можуть опинитися на різних стадіях обробки. Всі вони повинні бути вилучені з конвеєра. Цим займається вузол виконання переходів. Коли наступає час виконати команду умовного переходу, її результат порівнюється з раніше прогнозованим. Якщо виявиться, що прогноз був не вірним, вузол виконання переходу змінює стан всіх мікрооперацій, що появилися в буфері внаслідок цього передбачення, і вони вилучаються з конвеєра. Правильна адреса переходу передає схему прогнозування, і конвеєр починає виконувати послідовність команд, які починаються з цієї адреси.

Вузол фіксації результатів