计算机组成原理 第三章（存储器）

写在前面：

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（1）在多体并行存储系统中，由于I/O设备向主存请求的级别高于CPU访存，这就出现了CPU等待I/O设备访存的现象，致使CPU要空等一段时间，从而降低了工作效率。为了避免CPU与I/O设备争抢访存，可在CPU与主存之间加一级缓存，这样主存可将CPU要取的信息提前送至缓存，主存在与I/O设备交换时CPU可以直接从缓存中读取所需信息，而不必空等。

（2）主存速度的提高始终跟不上CPU的发展，Cache的出现也是为了解决主存与CPU之间速度不匹配的问题，CPU可以不直接访问主存，而与高速Cache交换信息。

（3）通过大量典型程序的分析，发现CPU从主存取指令或取数据，在一定时间内只是对主存局部地址区域的访问，这是因为指令和数据在主存内都是连续存放的，并且有些指令和数据往往会被多次调用，即指令和数据在主存的地址分布不是随机的，而是相对的簇聚，使得CPU在执行程序时，访存具有相对的局部性，这就称为程序访问的局部性原理。根据这一原理，很容易想到，只要将CPU近期要用到的程序和数据提前从主存送到Cache，那么就可以做到CPU在一定时间内只访问Cache。

（4）Cache的速度比主存快，但是其价格却比主存贵，所以直接用等容量的Cache代替主存显然是不现实的，而且也没有必要。

（1）下图所示的是Cache-主存存储空间的基本结构示意图，主存由个可编址的字组成，每个字有唯一的n位地址。

①为了与Cache映射，将主存与缓存都分成若干块，每块内又包含若干个字，并使它们的块大小相同（即块内的字数相同），这就将主存的地址分成两段——高m位表示主存的块地址、低b位表示块内地址，则表示主存的块数。

②同样，缓存的地址也分为两段——高c位表示缓存的块号、低b位表示块内地址，则表示缓存块数，且C远小于M。

③主存与缓存地址中都用b位表示其块内字数，即反映了块的大小，称B为块长。

（2）任何时刻都有一些主存块处在缓存中，CPU欲读取主存某字时有两种可能：

①所需要的字已在缓存中，这种情况下直接访问Cache即可（CPU与Cache之间通常一次传送一个字）。

②所需的字不在Cache中，此时需要将该字所在的主存整个字块一次调入Cache中（Cache与主存之间是字块传送，也就是一次传送一个字块）。

（3）如果主存块已调入缓存块，则称该主存块与缓存块建立了对应关系。上述第一种情况为CPU访问Cache命中（访问前目标主存块与缓存块建立了对应关系），第二种情况为CPU访问Cache不命中（访问前目标主存块与缓存块未建立对应关系）。

（4）由于缓存的块数C远小于主存的块数M，因此一个缓存块不能唯一地、永久地只对应一个主存块，于是每个缓存块需设一个标记，标记用来表示当前存放的是哪一个主存块，该标记的内容相当于主存块的编号。CPU读信息时，要将主存地址的高m位（或m位中的一部分）与缓存块的标记进行比较，以判断所读的信息是否已在缓存中。

（5）Cache的容量与块长是影响Cache效率的重要因素，通常用“命中率”来衡量Cache的效率，命中率是指CPU要访问的信息已在Cache内的比率（比率越接近1，说明访问效率越高）。

①一般来说，Cache的容量越大，其CPU的命中率就越高，当然容量也没必要太大，太大将会增加成本，而且当Cache容量达到一定值时，命中率已不因容量的增大而有明显的提高

②块长与命中率之间的关系比较复杂，它取决于各程序的局部特性。当块由小到大增长时，起初会因局部性原理使命中率有所提高，但是倘若继续增大块长，命中率很可能会下降，这是因为所装入缓存的有用数据反而可能少于被替换掉的有用数据（由于块长的增大，导致缓存中块数的减少，而新装入的块要覆盖旧块，很可能出现少数块刚刚装入就被覆盖的情况，再者，块增大后，追加上的字距离已被访问的字更远，故近期被访问的可能性会更小）。块长的最优值是很难确定的，一般每块取4至8个可编址单位（字或字节）较好，也可取一个主存周期所能调出主存的信息长度。

（1）Cache的基本结构原理框图如下图所示，它主要由Cache存储体、地址映射变换机构、Cache替换结构几大模块组成。

（2）Cache存储体：

        Cache存储体以块为单位与主存交换信息，为加速Cache与主存之间的调动，主存大多采用多体结构，且Cache访存的优先级最高。

（3）地址变换机构：

        地址变换机构的作用是将CPU送来的主存地址转换为Cache地址。由于主存和Cache的块大小相同，块内地址都是相对于块的起始地址的偏移量（即低位地址相同），因此地址变换主要是主存的块号（高位地址）与Cache块号间的转换。

        如果转换后的Cache块已与CPU欲访问的主存块建立了对应关系，即已命中，则CPU可直接访问存储体；如果转换后的Cache块与CPU欲访问的主存块未建立对应关系，即不命中，此刻CPU在访问主存时，不仅将该字从主存中取出，同时还将它所在的主存块一并调入Cache，供CPU使用，当然，此刻能将主存块调入Cache内也是由于Cache原来处于未被装满的状态，倘若Cache已满，即无法再将更多的主存块调入Cache中时，就需要采用替换策略。

（4）替换机构：

        当Cache内容已满，无法接受来自主存块的信息时，就由Cache内的替换机构按一定的替换算法来确定从Cache内移出哪个块返回主存，而把新的主存块调入Cache。

（1）读操作：

①Cache的读操作可用下图所示的流程图描述。

②读操作的流程：

[1]当CPU发出主存地址后，首先判断该存储字是否在Cache中。

[2]若命中，直接访问Cache，将该字送至CPU；若未命中，一方面要访问主存，将该字传送给CPU，与此同时，要将该字所在的主存块装入Cache，如果此时Cache已装满，就要执行替换算法，腾出空位才能将新的主存块调入。

（2）写操作：

①写操作比较复杂，因为对Cache块内写入的信息，必须与被映射的主存块内的信息完全一致，当程序运行过程中需对某个单元进行写操作时，就会出现如何使Cache与主存内容保持一致的问题，目前主要采用以下两种方法：

[1]写直达法：又称存直达法，即写操作时数据既写入Cache又写入主存，它能随时保证主存和Cache的数据始终一致，不过这种方法增加了访存次数。

[2]写回法：又称拷回法，即写操作时只把数据写入Cache而不写入主存，当Cache数据被替换出去时才写回主存。为了识别Cache中的数据是否与主存一致，Cache中的每一块都要增设一个标志位，该标志位有两个状态，分别表示数据块是否被修改过，在被替换出Cache时，未被修改过的块不必写回主存，被修改过的块则需要写回主存。

②写回法和写直达法各具特色：

[1]在写直达法中，由于Cache中的数据始终和主存保持一致，在读操作Cache失效时，只需选择一个替换的块（主存块）掉入Cache，被替换的块（Cache块）不必写回主存，可见读操作不涉及对主存的写操作，因此这种方法的更新策略比较容易实现，但是在写操作时，既要写入Cache又要写入主存，因此写直达法的“写”操作时间就是访问主存的时间。

[2]在写回法中，写操作时只写入Cache，故“写”操作时间就是访问Cache的时间，因此速度较快。这种方法对主存的写操作只发生在块替换时，而且对Cache中一个数据块的多次写操作只需一次写入主存，因此可减少主存的写操作次数，但在读操作Cache失效时要发生数据替换，引起被替换的块写回主存的操作，增加了Cache的复杂性。

（1）Cache刚出现时，典型系统只有一个缓存，近年来普遍采用多个Cache，其含义有两个方面。一是增加Cache的级数，二是将统一的Cache变成分立的Cache。

（2）单一缓存和两级缓存：

        所谓单一缓存，是指在CPU和主存之间只设一个缓存，随着集成电路逻辑密度的提高，又把这个缓存直接与CPU制作在同一个芯片内，故又称片内缓存（片载缓存）。

        由于片内缓存在芯片内，其容量不可能很大，这就可能导致CPU欲访问的信息不在缓存内，整机工作速度将会因此下降。如果在主存与片内缓存之间再加一级缓存，称为片外缓存，由比主存动态RAM和ROM存取速度更改的静态RAM组成，而且不使用系统总线作为片外缓存与CPU之间的传送路径，而是使用一个独立的数据路径以减轻系统总线的负担，那么从片外缓存调入片内缓存的速度就能提高，而CPU占用系统总线的时间也就大大下降，整机工作速度有明显改进。

（3）统一缓存和分立缓存：

        统一缓存是指指令和数据都存放在同一缓存内的Cache；分立缓存是指指令和数据分别存放在两个缓存中，一个称为指令Cache，另一个称为数据Cache。两种缓存的选用主要考虑以下两个因素：

        其一，它与主存结构有关，如果计算机的主存是统一的（指令、数据存储在同一主存内），则相应的Cache采用统一缓存；如果主存采用指令、数据分开存储的方案，则相应的Cache采用分立缓存。

        其二，它与机器对指令执行的控制方式有关，当采用超前控制或流水线控制方式时，一般都采用分立缓存。

（1）下图示出了直接映射方式主存与缓存中字块的对应关系，图中每个主存块只与一个缓存块相对应，映射关系式为或，其中i为缓存块号，j为主存块号，C为缓存块数，可见每个缓存块可以和若干个主存块对应，而每个主存块只能和一个缓存块对应。

（2）这种方法的优点是实现简单，只需利用主存地址的某些位直接判断，即可确定所需字块是否在缓存中。由上图可见，主存地址高m位被分成两部分，低c位是指Cache的字块地址，高t位是指主存字块标记，它被记录在建立了对应关系的缓存块的“标记”位中，当缓存接到CPU送来的主存地址后，只需根据中间c位字段（假设为00…01）找到Cache字块1，然后根据字块1的“标记”是否与主存地址的高t位相符来判断，若符合且有效位为“1”（有效位用来识别Cache存储块中的数据是否有效），表示该Cache块已和主存的某块建立了对应关系（即已命中），则可根据b位地址从Cache中取得信息；若不符合，或有效位为“0”（即不命中），则从主存读入新的字块来替代旧的字块，同时将信息送往CPU，并修改Cache“标记”，如果原来有效位为“0”，还需要将有效位置成“1”。

（3）这种方法的缺点是不够灵活，每个主存块只能固定地对应某个缓存块，即使缓存块内还空着许多位置也不能占用（比如Cache的字块1不能被主存的字块0占用），使缓存的存储空间得不到充分的利用，再者，如果程序恰好要重复访问对应同一缓存位置的不同主存块（比如CPU要反复访问主存中的字块0和字块），就要不停地进行替换，从而降低命中率。

（1）全相联映射允许主存中每一字块映射到Cache中的任何一块位置上，这种映射方式可以从已被占满的Cache中替换出任一旧字块，显然这种方式更加灵活，命中率也更高。

（2）与直接映射相比，它的主存字块从t位增加到t+c位，这就使Cache“标记”的位数增多，而且访问Cache时主存字块标记需要和Cache的全部“标记”位进行比较，才能判断出所访问主存地址的内容是否已在Cache内。

（1）组相联映射是对直接映射和全相联映射的一种折中，它把Cache分为Q组，每组有R块，并有关系，其中i为缓存的组号，j为主存的组号。某一主存块按模Q将其映射到缓存的第i组内，如下图所示。

（2）与直接映射相比，Cache字块地址字段由c位变为组地址字段q位，且q=c-r，其中表示Cache的总块数，表示Cache的分组个数，表示组内包含的块数，主存字块标记字段由t位变为s=t+r位。

（3）主存的第j块会映射到Cache的第i组内，两者之间一一对应，属直接映射关系；另一方面，主存的第j块可以映射到Cache的第i组内的任一块，这又体现出全相联映射关系。当r=0时，该方式即直接映射方式；当r=c时，该方式即全相联映射方式。

        FIFO算法选择最早调入的Cache字块进行替换，它不需要记录各字块的使用情况，比较容易实现，但没有利用访存的局部性原理，所以不能提高Cache的命中率，因为最早调入的信息可能以后还要用到或者经常要用到，如循环程序。

        LRU算法比较好地利用访存的局部性原理，替换出近期用得最少的字块，它需要随时记录Cache中各字块的使用情况，以便确定哪个字块是近期最少使用的字块，它实际是一种推测的方法（以近期使用字块的记录推断出短期内最可能不会使用的字块）。

        LRU算法可以只记录每个块最近一次使用的时间，具体实现是对每个块设置一个计数器，Cache每命中一次，命中块的计数器清零，其它块的计数器的值均加1，需要替换时比较各块配有的计数器，将数值最大的块换出即可。

        LFU算法也比较好地利用访存的局部性原理，替换出最不经常使用的字块，它同样要随时记录Cache中各字块的使用情况，以便确定哪个字块是最不经常使用的字块。

        LFU算法是将一段时间内被访问次数最少的字块换出，具体实现是每个块设置一个计数器，Cache每命中一次，命中块的计数器的值加1，需要替换时比较各块配有的计数器，将数值最小的块换出即可。

        随机法是随机地确定被替换的块，但它明显没有利用访存的局部性原理，故不能提高Cache的命中率。