L存储系统资料讲解.ppt

LRU替换算法 LRU能较好地反映程序的局部性，因而其命中率较高，应用广泛；但实现的硬件较复杂 2路组相联：使用一个U位。某个Cache块被访问，该块U位置1；对应块U位置0。替换U位为0的块 4/8/16路组相联：运用堆栈型算法。最近访问的块放上面，最下面存放最久没有访问的块。替换最下面的块 6.3.4 写入策略 处理器对高速缓存的访问主要是读取访问 写入操作数的问题较复杂一些 写命中：写入的数据在高速缓存中 确认命中，才可以对Cache块写入，写入后可能导致与主存内容不一致 要解决主存内容更新问题，保持数据的正确性 写未命中：指令对主存进行写入的操作数没有在高速缓存中 此时，写入的数据是否还要将其读回Cache呢？ 1. 写命中的处理 直写策略(write through) 写入Cache的同时也写入主存（下一级存储器） 优点：简单可靠 缺点：总线操作频繁、影响工作速度 解决方法：在Cache与主存间设置一级/多级缓冲器，形成实用的“缓冲直写”，提高速度 回写策略(write back) 只写入Cache，在被替换时才写回主存 优点：可以减少写入主存次数、提高速度 缺点：硬件结构比较复杂 实现方法：设置一个表明Cache是否被修改的更新位（update，污染位dirty bit）。替换时只需将被修改的Cache块内容写入主存 2. 写未命中的处理 写未命中：指令对主存进行写入的操作数没有在高速缓存中 此时，写入的数据是否还要将其读回Cache呢？ 写分配法( write allocate ) 先把数据所在的块调入Cache，然后再进行写入 类似读失效的方式，也称fetch on write 不写分配法( no-write allocate ) 直接把数据写入下一级存储器，不将相应的块调入Cache，也称write around 直写策略通常配合不写分配法 回写策略一般采用写分配法 3. 数据一致性协议 系统存在多级、多个Cache，一个主存数据可能具有多个副本，需要保持数据一致 数据一致性协议：用硬件方法解决高速缓存的数据一致性问题 MESI协议是广泛应用的数据一致性协议 修改M：该Cache块已经被修改（与主存不同），而且只在这个Cache中可用 唯一E：该Cache块与对应主存块相同，而且不存在于其它Cache中 共享S：该Cache块与对应主存块相同，但可能存在于其它Cache中 无效I：该Cache块包含的数据无效 6.3.5 80486的L1 Cache 指令和数据共用的4路组合相关Cache结构 8KB容量分成128组，每组有4路，每组每路为一行，每行为16个字节（128位） 每行对应21位标签，一个有效位 每组中4路对应3位LRU位，用于实现伪LRU替换算法 采用4级缓冲直写策略，允许6个连续的写操作而无等待 写失效时，采用不写分配法，只将数据写入主存，不进行Cache的回填 示意图 80486第一级高速缓存的结构 返回 6.3.6 Pentium的L1 Cache 指令和数据分离的2路组合相关Cache结构 指令Cache和数据Cache都是8KB，共16KB 8KB容量分成128组，每组2路，每行32字节 LRU算法，回写策略(可动态改变为直写策略) 一次写(write once)协议 Pentium采用MESI协议，配合第一次直写，以后回写，实现L1和L2 Cache的数据一致 操作 L1状态 L1数据 L2数据 ? 复位或清洗后 ? 读入数据 ? 第1次直写 ? 再次回写 ? 发生替换后 无效I 共享S 唯一E 修改M 共享S 无效 有效 有效 有效 有效 无效 有效 有效 无效 有效 6.4 存储管理 存储器是计算机系统的重要资源，操作系统的主要功能之一是存储管理： 如何动态地为多个任务分配存储器 IA-32处理器从硬件上支持并加速操作系统的存储管理： 分段和分页机制构成存储管理单元MMU 分段(segment) 将程序按照逻辑关系分成可大可小的模块 分页(page) 将程序分成为若干个大小相同的模块 6.4.1 段式存储管理 系统维护段表 硬件实现转换 1. 段选择器 保护方式的16位段寄存器被定义为段选择器 包含3个域，指向一个段描述符 索引域 记录段描述符在“描述符表”内的位置 表指示位TI 指示要寻址的描述符表 请求特权层RPL 反映请求本次存取的特权级别 15 3 2 10 段选择器＝段寄存器 索引 TI RPL 2. 描述符 描述符是保护方式引入的数据结构，8个字节64位，段描述符：“描述”段的属性 段界限(segment limit)：用于存储空间保护 基地址(base address)：用于形成物理地址 访问权字节(access rights byte)