计算机组成原理 (V) - 存储系统 (II) - 多模块存储器

最编程 2024-04-16 14:17:43

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多体并行存储器

每个模块都有相同的容量和存取速度。各模块都有独立的读写控制电路,地址寄存器和数据寄存器。他们既能并行工作,又能交叉工作.

单体多字存储器

每个存储单元存储m个字总线宽度也为m个字,一次并行读出m个字。

每次只能同时取m个字,不能单独取其中某个字,指令和数据在主存内必须时连续存放的

Cache的基本概念和原理

双端口RAM，多模块存储器提高存储器的工作速度，优化后速度与CPU差距依然很大

如何解决:我们可以设计更高速的存储单元,这就意味着我们存储价格就会更高；基于程序的局部性原理,我们增加一个"Cache-主存"层次

Cache的工作原理

注:实际上,Cache被集成在CPU内部Cache用SRAM实现,速度快,成本高；

空间局部性:在最近的未来要用到的信息(指令和数据),很可能与现在正在使用的信息在存储空间上是邻近的

时间局部性:在最近的未来要用到的信息,很可能是现在正在使用的信息

基于局部性原理,不难想到,可以把CPU目前访问的地址"周围"的部分数据1放在Cache中

设tc为访问一次Cache所需时间,tm为访问一次主存所需时间‘

命中率H：CPU欲访问的信息已在Cache中的比率

缺失(未命中)率M=1-H

Cache-主存系统的平均访问时间t为

t=Htc+(1-H)(tc+tm)

先访问Cache,若Cache未命中再访问主存

或 t=Htc+(1-H)tm:同时访问Cache和主存,若Cache命中则立即停止访问主存

例题:

有待解决的问题

基于局部性原理,不难想到，可以把CPU目前访问的地址'周围:的部分数据放到Cache中，如何界定"周围"?

将主存的存储空间"分块'，如:每1KB为一块,主存与Cache之间以"快"为单位进行数据交换

如何区分Cache与主存的数据块对应关系?--Cache和主存的映射方式

Cache很小,主存很大.如果Cache满了怎么办?--替换算法

CPU修改了Cache中的数据副本,如何确保主存中数据母本的一致性?--Cache写策略

下面的章节我将跟大家一起学习:

Cache和主存的映射方式

全相联映射--主存块可以放在Cache的任意位置

不了解有效位和标记是啥的可以先往下看,最后面有讲解

采用这种方式，CPU如何访问一个主存地址囊?

假设CPU访问主存地址，1..1101001110:

1.主存地址的前22位对比Cache中所有块的标记：

2.若标记匹配且有效位=1，则Cache命中,访问块内地址为001110的单元.

3.若未命中或有效位=0,则正常访问主存

直接映射--每个主存快只能放到一个特定的位置:Cache块号=主存块号%Cache总块数

直接映射,主存在Cache中的位置=主存块号%Cache总块数

例如主存中块号为0的0%8=0存储在Cache0的位置,主存中块号8,8%8=0,也是存储在0的位置,

缺点:其他地方有空闲Cache块，但是8号主存块不能使用

能否优化标记?

这里Cache有8行,主存块号%2^3，相当于留下最后三位二进制数;那么就意味着计算机只要读取22位中的后三位;

若Cache总块数=2^n则主存块号末尾n位直接反映它在Cache中的位置,将主存块号的其余位作为标记即可，Cache中只需要标记前19位,末尾三位不需要标记;

如何访存？

CPU访问主存地址:0...01000 001110：

1.根据主存号的后3位确定Cache行。

2.若主存块号的前19位与Cache标记匹配且有效位=1，则Cache命中,访问块内地址位001110的单元

组相联映射--Cache块分为若干组,每个主存块可放到特定分组中的任意一个位置组号=主存块号%分组数

主存块号%2^2，相当于我们只保留了主存块号的末尾两位，因此只需要看末尾两位就可以确定在被分配到哪，因此Cache中的标记只需要采用前20位即可。

CPU访问主存地址:1...1101001110:

1.根据主存块号的后两位确定所属分组号

2.若主存块号的前20位与分组内的某个标记匹配且有效位=1,则Cache名中,访问块内地址为001110的单元.

那么如何区分Cache中存放的是哪个主存块?

给每个Cache块增加一个"标记",记录对应的主存块号?光有"标记"就行了嘛?

假设9，8，5代表的是主存中数字在Cache中存放的位置；0代表没有空闲的位置,那主存中也存在0这个位置,不就表达有歧义了嘛?所以还要增加"有效位:1代表存储,0代表空闲

Cache替换算法

全相联映射

Cache完全满了才需要替换需要在全局选择替换哪一块

直接映射

如果对应位置非空,则毫无选择地直接替换

组相联映射

分组内满了才需要替换需要在分组内选择替换哪一块

随机算法--若Cache已满,则随机选择一块替换;

设总共有4个Cache快,初始整个Cache为空.采用全相联映射,依次访问主存块{1,2,3,4,1,2,5,1,2,3,4,5}

随机算法--实现简单,但完全没考虑局部性原理，命中率低,实际效果很不稳定

先进先出算法--若Cache已满,则替换最先被调入Cache的块

设总共有4个Cache快,初始整个Cache为空,采用全相联映射,依次访问主存块

{1,2,3,4,1,2,5,1,2,3,4,5}

先进先出算法--实现简单,最开始按#0#1#2#3放入Cache,之后轮流替换#0#1#2#3FIFO依然没考虑局部性原理,最先被调入Cache的块也有可能是被频繁访问的

近期最少使用算法--为每一个Cache块设置一个"计数器",用于记录每个Cache块已经有多久没被访问了,当Cache满后替换"计数器"最大的

设总共有4个Cache快,初始整个Cache为空,采用全相联映射,依次访问主存块

{1,2,3,4,1,2,5,1,2,3,4,5}

1.命中时，所命中的行的计数器清零,比其低的计数器加1，其余不变

2.未命中且还有空闲行时,新装入的行的计数器置为0,其余非空闲行全加1

3.未命中且无空闲行时,计数值最大的行的信息块被淘汰,新装行的块的计数器置为0，其余全加1

上面演示了部分步骤,剩下大家可以试着算一下

LRU算法--基于"局部性原理,近期被访问过得主存块,在不久的将来也很可能被再次访问,因此淘汰最久没被访问过得快是合理的.LRU算法的实际运行效果优秀，Cache命中率高.

最不经常使用算法--为每一个Cache块设置一个"计数器:"用于记录每个Cache块被访问过几次,当Cache满后替换"计数器"最小的

设总共有4个Cache快,初始整个Cache为空,采用全相联映射,依次访问主存块{1,2,3,4,1,2,5,1,2,3,4,5}

新调入的块计数器=0，之后每被访问一次计数器+1,需要替换时，选择计数器最小的一行

若有多个计数器最小的行,可按行号递增,或FIFO策略进行选择

LFU算法1--曾经被经常访问的主存块在未来不一定会用到(如；微信视频聊天相关的块)

并没有很好地遵循局部性原理,因此实际运行效果不如LRU

Cache写策略

写回法--当CPU对Cache写命中时,只修改Cache的内容,而不立即写入主存,只有当此块被换出时才写回主存，减少了访存次数，但存在数据不一致的隐患

增加一个脏位表示是否被修改过.

全写法--当CPU对Cache写命中时,必须把数据同时写入Cache和主存,一般使用写缓冲

访存次数增加,速度变慢,但更能保证数据一致性

使用写缓冲,CPU写的速度很快,若写操作不频繁,则效果很好,若写操作很频繁,可能会因为写缓冲饱和而发生阻塞

写分配法--当CPU对Cache写不命中时,把主存中的块调入Cache,在Cache中修改。通常搭配写回法使用

非写分配法--当CPU对Cache写不命中时只写入主存,不调入Cache，搭配全写法使用

现在计算机通常采用多级Cache，离CPU越近速度越快,容量越小；离CPU越远的速度越慢，容量越大；各级Cache间常采用"全写法+非全写分配法",Cache和主存间通常采用"写回法+写分配法"

页式存储器

假如一个微信有1GB大小，全部放入内存,并且需要连续存放,在很多时候会导致主存的利用率不高；为了让主存的利用率更高,就拿某个程序(4KB)来说,我们会把4KB的程序分为4个"页"，每个页面的大小相同

页面存储系统:一个程序在（进程)在逻辑上被分为若干个大小相等的"页面"，"页面"大小与"块"的大小相同,每个页面可以离散地放入不同的主存块中.