Chapter 5. Memory¶
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Cache¶
SRAM:信息读出后,仍保持原状态不需再生
Note
命中率:CPU欲访问的信息已在cache中的比率
其中\(N_c\)是总命中次数,\(N_m\)是访问主存的总次数(访问主存就是未命中)
\(H_{tc}\)是命中时的cache访问时间,\(t_m\)是未命中的主存访问时间(需要加上对cache的访问时间,因为只有访问cache了才知道有没有命中)
cache和主存的映射方式¶
主存包括主存块号和块内地址
cache包括块号和块内地址,cache和主存的块内地址必须相同(因为cache是主存的复制,它们的大小可以不一样,但是内部结构必须相同);如:
- 主存地址 = 主存块号 + 块内地址:
| 2m 块 | 2b 个字 |
|---|---|
| 主存块号 | 块内地址 |
| m位 | b位 |
- cache地址 = cache块号 + cache块内地址:
| 2c 块 | 2b 个字 |
|---|---|
| 块号 | 块内地址 |
| c位 | b位 |
- 注意,\(m \gg c\),主存必须远大于cache
直接映射¶
主存中的每一块只能放入cache的唯一位置;如:
块冲突的概率很高且空间利用率低
Example
若主存块号为\(13\),cache总行数为\(4 = 2^2\)
那么计算得出
我们发现,如果cache共有\(2^c\)行,那么主存块号的低\(c\)位即为对应的cache行号.
那么我们可以进一步对主存的结构进行划分:把高\(m\)位划分为\(t = m-c\)和\(c\)位,称高\(t\)位为tag,用来确定我们这一行来自哪个块
| t= m-c位 | c位 | b位 |
|---|---|---|
| 标记(tag) | cache行号 | 块内地址 |
同时在cache中也加上t位,表示这一行来自哪个块
全相连映射¶
允许主存每一个字块映射到cache块的任何一个位置
那我可以直接把主存块号作为标记位
组相连映射¶
把cache分为Q个大小相等的组,每个主存块可装入固定组内的任意块
根据直接映射的规律,我们可以得出:若cache有\(2^Q\)组,那么主存块号的低\(Q\)位即为对应的cache组号
| m-Q位 | Q位 | b位 |
|---|---|---|
| 标记(tag) | 组号 | 块内地址 |
Note
假设主存按字节编址,cache共有64行,采用四路组相连映射方式,主存块大小为32字节,所有编号都从0开始.则第2593号存储单元所在的主存块的cache组号是 1
- 首先主存块大小为32字节,那么我们可以知道块内地址\(2^b=32\),得到\(b=5\),然后64行,四路组相连,那一共有\(\frac{64}{4} = 16\)组,所以\(2^Q=16\),\(Q=4\),所以只要把2593转为二进制,取相应位置就可以了
cache中主存块的替换算法¶
目的是解决cache满了的情况,把可能用不到的块移出去,新的块放进来
随机算法RAND¶
随机替换cache块
先进先出算法FIFO¶
选择最早进入的行进行替换
近期最少使用算法LRU¶
依据局部性原理,选择近期内长久未访问过的cache行
最不经常使用算法LFU¶
将一段时间内被访问次数最少的存储行替换
cache的写策略¶
cache写命中¶
全写法(写直通法,write- through)¶
如果CPU对cache写命中,那么我需要同时把数据写回cache和主存.缺点:会增加主存的访存次数,降低cache的效率.
因此我们加入一个“wirte buffer缓存队列”来解决这个问题.
Note
我并不直接往主存中写数据,而是同时向cache和write buffer中写,然后再从write buffer往主存中写数据
回写法(write back)¶
如果写命中了,我只把数据写入cache,而不立即写入主存.只有当块被替换时,我才把数据写回主存.
但是这样就带来一个问题:在某一时刻,我们的cache和主存中的数据是不一样的.对此我们可以给每个cache行加一个脏位:
- 如果脏位为0,就代表我们的cache块没被修改过.
- 如果为1,就代表被修改过,那么我替换的时候就要把数据写回主存.
cache写不命中¶
写分配法(write- allocate) + 回写法¶
加载主存中的块到cache中,然后更新这个cache块
非写分配法(not-write-allocate) + 全写法¶
只写入主存,与cache无关
Virtual Mechine¶
- 由Virtual Mechine Monitor进行管理内存,CPU和I/O
- 客户端跑在User Mode下