结点COMA协议设计.docVIP

32节点阶层BUS结构的COMA协议设计 1．COMA简介 COMA是并行机结构体系中的一种，它的全称是Cache Only Memory Architecture，它是NUMA模型的一种特例，它利用各节点的高速缓存构成全局地址空间。COMA结构如图1所示。由图可以看出，COMA是由阶层BUS构成的，其中P指的是各个结点的Processor，M指的是各个结点的Memory，D指的是目录Directory。 COMA模型的各处理器结点中没有存储层次结构，全部的Memory组成了全局地址空间。而各个Memory由上层的目录Directory管理。Directory在结构上也是Memory，但其中存储的不是数据而是某一页内容的位置信息。 图1 COMA结构 2．32节点COMA一致性协议 2.1．提案 2.2．方案设计 2.2.1．数据访问 当处理器P需要访问数据时首先查询上一级的D若所需的数据在D内有记录则根据指示找到相应的数据返回，若没有则查找上一级的D，若有则返回，否则查找最上面的D，找到数据并返回。 .2.2．状态迁移 我们采用Cache一致性中的后写无效化协议，因此每页的状态可为以下六种状态中的一种： IInvalid)：无效当某个Cache中不含有此页时标志I)。 EExclusive)：其他位置不存在副本。 SShared)：在其他位置存在副本的可能。 RReading)：发出读请求后的等待状态。 WWaiting)：发出其他Copy无效化的等待状态。 AAnswering)：正在回答其他Processor的读请求。 在上述的六个状态中，后三个状态Reading、Waiting、Answering都只是瞬间的状态。在这里定义了瞬间的状态是因为在有些动作是由一些个分离的动作组成的，在这些分离的动作进行的过程中，需要一些暂时的状态来表示。 系统中存在以下的一些动作： BBus)：来自总线的。 PProcessor)：来自Processor的。 Data：数据的传输。 ACK：接到Invd请求，并执行之后的确认。 Inv：使除了本节点之外所有结点的这一页无效化。 Invalid 当某节点的某页数据处于Invlid状态时，若Bus上有读请求或者写请求，则对此页没有影响，此页的Invlid状态不变。 当此节点需要对Invlid页进行读操作时，先向Bus发出读请求，同时此页的状态变为Reading，然后Bus在一级目录中寻找此页，假如一级目录中也不包括此页，则向二级目录中寻找，找到此页后，Bus选择其中一个结点来处理这个读请求。之后，Bus执行Data操作，将数据传输给此结点。此节点在收到被读数据时，将这一页的状态该变为Shared。 当此节点需要对Invlid页进行写操作时，将这个写操作分解为两个步骤：首先，先向Bus发出读请求，具体的过程与上一段所叙述的相同。收到被读数据之后，将这一页的状态改变为Shared；然后，向Bus发Invlid请求，同时将自己的状态改为Waiting，在收到Bus传来的无效化的ACK回复之后，将自己的状态改为Exclusive。此时，即可对数据进行写操作。 Shared 当本节点的Processor有读请求时，对此页的状态没有影响，此页的状态依然为Shared。 当Bus上有读请求时，若Bus没有选中本节点对此读请求进行处理，则此页的状态依然为Shared；若Bus选中本节点对此读请求进行处理，则此页状态改变为Answering，然后将数据传送到Bus上，然后将本页状态变回到Shared。 当Bus上对Shared页有Invlid请求时当某结点对某一页进行写时，并不向Bus发送写请求，而是经过分解后发送Invlid请求，因此Bus的Invlid请求就相当于Bus上的写请求，此页的Shared状态改变为Invlid状态，然后向Bus发送ACK确认信息。 当本节点的Processor对Shared页有写请求时，向Bus发出Invlid请求，同时将自己的状态改为Waiting。在收到Bus传来的无效化的ACK回复之后，将自己的状态改为Exclusive状态。此时，即可对数据进行写操作。 Exclusive 当本结点有读请求或者写请求时，对此页的状态没有影响，此页的状态依然为Exclusive。 当Bus上有读请求时，此页将自己的状态改变为Answering，然后将数据传送到Bus上，本页的状态改变为Shared。当Bus上有Invlid请求时（当某结点对Invlid页进行写时，并不向Bus发送写请求，而是经过分解后发送Invlid请求，因此Bus的Invlid请求就相当于Bus上的写请求），此页改变为Invlid状态，并发送Invlid的ACK回复到Bus上。 .2.3 替换 首先，假如Cache中