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Cache

Cache的通用结构

• m位（虚拟或物理）地址
  • s位作为 组索引（Set index）
  • b位作为 块偏移（Block offset）
  • 剩下的t = m-(b+s)位作为 标记（tag）
• 抖动（thrash） 高速缓存反复地加载和驱逐高速缓存块相同的组

Cache的几种结构

直接映射高速缓存

• 直接映射高速缓存（direct-mapped cache）每组只有一行

组相联高速缓存

• 组相联高速缓存（set associative cache）每组有多个高速缓存行
• 组中的任何一行都可以包含任何映射到这个组的存储块
  • 所以，在组内搜索时必须并行搜索组中的每一行，而不是逐行依次匹配
  • 寻找一个有效的行，其标记与地址中的标记相匹配

组相联高速缓存不命中时的行替换

• 随机选择策略
• 最不常使用（least-frequently-used, LFU） 策略
  • 替换在过去某个时间窗口内引用次数最少的那一行
• 最近最少使用（leaset-recently-used，LRU） 策略
  • 最后一次访问时间最久远的那一行

全相联高速缓存

• 全相联高速缓存（fully associative cache）所有的高速缓存行组成一个组
• 因为高速缓存电路必须并行地搜索许多相匹配的行，构造一个又大又快的相联的高速缓存很困难，而且很昂贵。因此，全相联高速缓存只适合做小的高速缓存，如 TLB

写策略

• write policy or update policy
• 表明数据是如何保存到高速缓存和主存的
• 大多数情况下，直写高速缓存都是非写分配的，写回高速缓存是写分配的

写命中

• 写命中（write hit）CPU 写一个已经缓存了的字
• 直写（write-through） 来自 CPU 的数据既会写入高速缓存也会写入主存
  • 优点：主存始终保持在“最新”状态，与 cache 保持一致
  • 缺点：每条存储指令都会引起总线上的一个写事务，有可能会降低系统速度
• 写回（write-back） 尽可能地推迟主存的更新，只有当替换算法要驱逐已更新的块时，才把它写到主存
  • 优点：显著地减少总线事务的数量
  • 缺点：增加复杂性，主存和高速缓存的数据有可能不一致。为了重获一致性，往往需要操作系统的介入
  • 必须为每个高速缓存行维护一个额外的 修改位（dirty bit），表明这个高速缓存块是否被修改过

写不命中

• 写分配（write allocate） 当要写入的字不在高速缓存中时，加载相应存储块到高速缓存中，然后更新这个高速缓存块
  • 优点：利用时间局部性和空间局部性
  • 缺点：每次不命中都会导致一个块从主存传送到高速缓存
• 非写分配（non-write allocate） 不命中时，避开高速缓存，直接把这个字写到主存中，而高速缓存的内容不变

高速缓存参数的性能影响

• 不命中率（miss rate） 不命中数量/引用数量
• 命中率（hit rate） 1-不命中率
• 命中时间（hit time） 从高速缓存传送一个字到 CPU 所需的时间，包括组选择、行确认和字选择的时间
• 不命中处罚（miss penalty） 由于不命中所需要的额外时间。需要从下一级缓存中得到服务的处罚

高速缓存大小的影响

• 较大的缓存可能会提高命中率
• 使大存储器运行的更快总是要难一些的，结果，较大的高速缓存可能会增加命中时间

块大小的影响

• 较大的块能利用程序中可能存在的空间局部性，帮助提高命中率
• 对于给定的高速缓存大小，块越大意味着高速缓存行数越少，这会损害时间局部性比空间局部性更好的程序的命中率
• 较大的块对不命中处罚也有负面影响，因为块越大，传送时间就越长

相联度的影响

• 组中的行较多，降低了高速缓存由于冲突不命中出现抖动的可能性
• 较高的相联度的缺点
  • 会造成较高的成本。实现起来很昂贵，且很难使之速度变快
  • 每一行需要更多的标记位
  • 每一行需要额外的 LRU 状态位和额外的控制逻辑
  • 增加命中时间，因为复杂度增加了
• 相联度的选择最终变成了命中时间和不命中处罚之间的折中

写策略的影响

• 直写高速缓存比较容易实现
• 写回高速缓存引起的传送比较少，因此允许更多的到存储器的带宽用于执行 DMA 的 I/O 设备
• 层次结构越往下走，传送时间增加，减少传送的数量就变得更加重要
• 一般而言，高速缓存越往下层，越可能使用写回而不是回写

虚拟高速缓存

歧义（ambiguity）

别名（alias）

物理高速缓存

硬件高速缓存一致性

• 硬件高速缓存一致性不需要由软件显示地进行冲洗，就能保持 MP 系统上 cache 和主存储器间的数据一致性
• 因为总线上使用的物理地址，所以只有物理索引的 cache 才能使用硬件一致性机制
• 监听协议（snooping protocol）：用在基于总线的系统上的协议，因为每个 cache 都要监视或者监听其他 cache 的总线活动
• 监听协议分为两大类
  • 写-使无效（write-invalidate）:在一个处理器修改了已经由其他处理处理器高速缓存的数据时，向系统内的所有其他高速缓存广播一则 使无效 消息
  • 写-更新（write-update）：在一个处理器修改数据的时候广播它的新值，以便系统内的所有其他 cache 正好缓存了受影响的行，就可以更新它们的值
• 在 MESI 协议中，每个 cache Line（x86 中是 64 bytes）都有 MESI 四种状态，cache line 实际上是加了几个 bits 来表示这些状态
• 在 Intel CPU 中引入 HA 和 CA 来管理这些状态以及同步各个 cache line 的副本
  • Home Agent（HA），连接到 内存控制器端，
    • 持续跟踪 cache line 所有权
    • 从其他 CA 或内存中获取 cache line 数据
  • Cache Agent（CA），连接到 L3 Cache 端，cache misses 的时候为 cache line 数据制作请求发送给 HA
• 他们都在 ring bus 上监听和发送 snoop 消息，这种模型叫做 Bus snooping 模型，与之相对的还有 Directory 模型
• Snoop 消息会在 QPI 总线上广播，会造成很大的带宽消耗，为了减小这种带宽消耗，如何 snoop 有很多讲究
• 在 quick-path-interconnect-introduction-paper.pdf 里面有介绍 Intel 的两种 snoop 的方式：Home Snoop 和 Source Snoop，它们的主要区别在于谁主导 snoop 消息的发送:
  • HA 主导叫做 Home Snoop
  • CA 主导叫做 Source Snoop

• Hashing scheme 映射物理地址到 LLC 分片（last-level cache slice）上，避免某个分片成为热点
• LLC 分片的数目和一个 CPU 里的 core 的数目一致
• 每个 LLC 分片和一个 core 共享一个 CBox
• CBox 实现 cache 一致性引擎，所以 CBox 作为它的 LLC 分片的 QPI cache agent

Cache 的行为控制

• Intel 处理器的 cache 行为主要由
  • 内存类型范围寄存器（Memory Type Range Register，MTRR） 和 页属性表（Page Atrribute Table，PAT） 配置
  • 控制寄存器 Control Register 0（CR0） 的 Cache Disable（CD） 和 Not-Write through（NW） 位
  • 页表条目中的同等位，即 Page-level Cache Disable（PCD） 和 Page-level Write-Through（PWT） 位
• PAT 意图是允许操作系统或 hypervisor 可以调整由计算机的固件在 MTRR 中指定的 cache 行为
  • PAT 有 8 个条目来指定 cache 的行为，它的实体存储在一个 MSR 里
  • 每个页表条目包含 3 bit 的索引，指向一个 PAT 条目，所以系统软件通过控制页表可以用一个非常细的粒度来指定 cache 的行为

References

• quick-path-interconnect-introduction-paper.pdf
• 高速缓存与一致性专栏索引