Жмакин А.П. Архитектура ЭВМ (2006) (1186252), страница 19

Просмтор этого файла доступен только зарегистрированным пользователям. Но у нас супер быстрая регистрация: достаточно только электронной почты!

Текст из файла (страница 19)

где р_с — вероятности обращения к СОЗУ. Обозначим так же: р₀ — ве­роятности обращения к ОЗУ.

Из (5.1) следует, что повышение производительности ЭВМ может осу­ществляться двумя путями:

□ уменьшением отношения — ;

То

□ увеличением вероятности р_с обращения в СОЗУ.

Первый путь связан, прежде всего, с технологическими особенностями производства БИС и здесь не рассматривается.

Если считать, что информация размещается в СОЗУ и ОЗУ случайным образом, то вероятности р_с и р₀ пропорциональны объемам соответ­ствующих ЗУ. В этом случае р_с « р₀ и наличие в ЭВМ СОЗУ прак­тически не влияет на ее производительность.

Т_{с t}

То же можно было бы сказать и о ситуации, когда отношение —«1,

но не следует забывать, что наличие в ЭВМ СОЗУ с прямой адресацией (РОН) позволяет включать в систему команд короткие команды, исполь­зовать косвенно-регистровую адресацию и, в конечном итоге, увеличи­вать производительность ЭВМ даже при Т_с = Т₀.

Итак, для эффективного применения СОЗУ следует таким образом распределять информацию по уровням памяти ЭВМ, чтобы в СОЗУ всегда располагались наиболее часто используемые в данный момент коды.

Принято различать СОЗУ по способу доступа к хранимой в нем инфор­мации. Известны два основных класса СОЗУ по этому признаку:

□ с прямым доступом;

□ с ассоциативным доступом.

5.2.1. СОЗУ с прямым доступом

СОЗУ с прямым доступом (РОН — регистры общего назначения) получило широкое распространение в большинстве современных ЭВМ. Фактически РОН — это небольшая регистровая намять, доступ к которой осуществляется специальными командами. Стратегия размещения данных в РОН целиком определяется программистом (компилятором). Обычно в РОН размещают многократно используемые адреса (базы, индексы), счетчики циклов, данные активного фрагмента задачи, что повышает вероятность обращения в ячейки РОН по сравнению с ячейками ОЗУ.

5.2.2. СОЗУ с ассоциативным доступом

Применение СОЗУ с ассоциативным доступом позволяет автоматизировать¹ процесс размещения данных в СОЗУ, обеспечивая "подмену" активных в данный момент ячеек ОЗУ ячейками СОЗУ. Эффективность такого подхода существенно зависит от выбранной стратегии замены информации в СОЗУ, причем использование ассоциативного СОЗУ имеет смысл только при условии Т_с « ^То ■

Принцип ассоциативного доступа состоит в следующем. Накопитель ассо­циативного запоминающего устройства (АЗУ) разбит на два поля— ин­формационное и признаков. Структура информационного поля накопителя соответствует структуре обычного ОЗУ, а запоминающий элемент поля при­знаков, помимо функции записи, чтения и хранения бита, обеспечивает срав­нение хранимой информации с поступающей и выдачу признака равенства.

Признаки равенства всех элементов одной ячейки поля признаков объединя­ются по "И" и устанавливают в 1 индикатор совпадения ИС, если информа­ция, хранимая в поле признака ячейки, совпадает с информацией, подаваемой в качестве признака на вход Р накопителя.

Во второй фазе обращения (при чтении) на выход данных D последовательно поступает содержимое информационных полей тех ячеек, индикаторы совпа­дения которых установлены в 1 (если таковые найдутся).

Способ использования АЗУ в качестве сверхоперативного иллюстрирует рис. 5.2. В информационном поле ячеек АСОЗУ— копия информации неко­торых ячеек ОЗУ, а в поле признаков — адреса этих ячеек ОЗУ. Когда про­цессор генерирует обращение к ОЗУ, он одновременно (или прежде) иниции­рует процедуру опроса АСОЗУ, выдавая в качестве признака адрес ОЗУ. Если имеет место совпадение признака ячейки с запрашиваемым адресом (не более одного раза, алгоритм загрузки АСОЗУ не предусматривает возможно­сти появления одинаковых признаков), то процессор обращается (по чтению или по записи) в информационное поле этой ячейки АСОЗУ, при этом блоки­руется обращение к ОЗУ. Если требуемый адрес не найден в АСОЗУ, ини­циируется (или продолжается) обращение к ОЗУ, причем в АСОЗУ создается копия ячейки ОЗУ, к которой обратился процессор. Повторное обращение процессора по этому адресу будет реализовано в АСОЗУ (на порядок быст­рее, чем в ОЗУ).

Таким образом, в АСОЗУ создаются копии тех ячеек ОЗУ, к которым в дан­ный момент обращается процессор в надежде, что "в ближайшее время" п; изойдет новое обращение по этому адресу. (Существуют и другие стратеги загрузки АСОЗУ, например, если процессор обращается в ОЗУ по опред ленному адресу, то в АСОЗУ перемещается содержимое целого блока сосе них ячеек.)

При необходимости записи в АСОЗУ новой информации требуется отыска свободную ячейку, а при ее отсутствии (что чаще всего и бывает) — отыска ячейку, содержимое которой можно удалить из АСОЗУ. При этом следу помнить, что если во время пребывания ячейки в АСОЗУ в нее произвол лась запись, то требуется не просто очистить содержимое ячейки, а записа его в ОЗУ по адресу, хранящемуся в поле признаков, т. к. процессор, отыс адрес в АСОЗУ, производит запись только туда, оставляя в ОЗУ старое зн чение (т. н. "АСОЗУ с обратной записью"). Возможен и другой режим рабо СОЗУ — со сквозной записью, при котором всякая запись осуществляется СОЗУ, и в ОЗУ.

При поиске очищаемой ячейки чаще всего используют метод случайного в бора. Иногда отмечают ячейки, в которые не проводилась запись, и пои "кандидата на удаление" проводят из них.

Более сложная процедура замещения предполагает учет длительности пребы­вания ячеек в АСОЗУ, или частоты обращения по этому адресу, или времени с момента последнего обращения. Однако все эти методы требуют дополни­тельных аппаратных и временных затрат.

Одним из наиболее дешевых способов, позволяющих учитывать поток обра­щений к ячейкам, является следующий. Каждой ячейке АСОЗУ ставится в соответствие бит (триггер) обращения, который устанавливается при обра­щении к этой ячейке. Когда биты обращения всех ячеек АСОЗУ установятся в 1, все они одновременно сбрасываются в 0. Поиск очищаемой ячейки осу­ществляется среди ячеек, биты обращения которых нулевые, причем если таких ячеек несколько, то среди них осуществляется случайная выборка.

Наличие АСОЗУ в ЭВМ позволяет (при достаточном его объеме и правильно выбранной стратегии загрузки) значительно увеличить производительность системы. При этом наличие или отсутствие АСОЗУ никак не отражается на построении программы. АСОЗУ не является программно-доступным объек­том, оно скрыто от пользователя. Недаром в литературе для обозначения АСОЗУ часто используется термин "кэш-память" (cache — тайник).

Кэш-память, структура которой приведена на рис. 5.2, носит название пол­ностью ассоциативной. Здесь каждая ячейка кэш может подменять любую ячейку ОЗУ. Достоинство такой памяти — максимальная вероятность кэш-попадания (при прочих равных условиях), по сравнению с другими способа­ми организации кэш. К недостаткам можно отнести сложность ее структуры (а следовательно, и высокую стоимость). Действительно, в каждом разряде поля признаков необходимо реализовать, наряду с возможностями записи и хранения, функцию сравнения хранимого бита с соответствующим битом признака, а потом конъюнкцию результатов сравнения разрядов в каждой ячейке.

Кэш-память с прямым отображением требует минимальных затрат оборудо­вания (по сравнению с другими вариантами организации кэш), но имеет ми­нимальную вероятность кэш-попаданий. Суть организации (рис. 5.3) состоит в следующем. Физическая оперативная намять разбивается на блоки (множе­ства) одинакового размера, количество которых (блоков) соответствует числу ячеек кэш, причем каждой строке ставится в соответствие определенное множество ячеек памяти, не пересекающееся с другими. Все ячейки множе­ства претендуют на одну строку кэш.

Такая организация кэш исключает собственно ассоциативный поиск, а следо­вательно, значительно упрощается схема ячейки поля признаков. Действи­тельно, здесь копия требуемой ячейки оперативной памяти может распола­гаться в единственной строке кэш. Часть физического адреса (на рис. 5.3 — старшая) определяет номер множества и, следовательно, строку кэш. Содержимое этой строки выбирается по обычному адресному принципу, и поле тега сравнивается с младшей частью физического адреса. Таким образом, для всей кэш-памяти (любого размера) достаточно единственной схемы сравне­ния.

Однако предложенная выше структура имеет существенный недостаток. Если проводить разбиение памяти на множества, как показано на рис. 5.3, то в большинстве случаев кэш будет использоваться крайне неэффективно. Во-первых, хотя адресное пространство физической памяти 32-разрядных микропроцессоров составляет 2³² байтов, в современных ПЭВМ обычно ис­пользуют намять объемом 2²⁵ — 2²⁹ байтов. Следовательно, строки кэш, отображаемые на старшие (физически отсутствующие) множества памяти, никогда не будут использованы.

Во-вторых, если в множества включать следующие подряд ячейки ОЗУ, то копии никаких двух последовательных ячеек ОЗУ нельзя одновременно иметь в кэш (кроме случая последней и первой ячеек двух соседних мно­жеств), что противоречит одной из основополагающих стратегий загрузки кэш — целесообразности копирования в кэш группы последовательных ячеек ОЗУ.

Для исключения отмеченных недостатков разбиение ячеек памяти на множе­ства осуществляется таким образом, чтобы соседние ячейки относились к разным множествам, что достигается размещением поля номера множества не в старших, а в младших разрядах физического адреса.

Для дальнейшего увеличения вероятности кэш-попаданий можно реализовать вариант кэш-памяти, ассоциативной по множеству, которая отличается от кэш с прямым отображением наличием нескольких строк кэш на одно мно­жество ячеек памяти.

Например, внутренняя кэш-память процессоров i80486 и Pentium — ассоциа­тивная по множеству. Вся физическая память разбивается на 128 множеств, а каждому множеству соответствуют 4 строки кэш. Рассмотрим подробнее ор­ганизацию внутренней кэш-памяти процессора 80486 [3].

Внутренняя кэш 80486 (рис. 5.4) имеет объем 8 Кбайт и предназначена для хранения как команд, так и данных — копий информации ОЗУ. Информация перемещается из ОЗУ в кэш выровненными 16-байтовыми блоками (4 млад­шие бита физического адреса— нули). Кэш имеет четырехнаправленную (или четырехканальную) ассоциативную по множеству организацию, что яв­ляется компромиссом между быстродействием и экономичностью кэш­памяти с прямым отображением и большим коэффициентом попаданий пол­ностью ассоциативной кэш-памяти.

Блок информации из ОЗУ может располагаться в кэш только в одном из 128 множеств, причем в каждом множестве возможно хранение четырех бло­ков. Адресация кэш осуществляется путем разделения физического адреса на три поля:

□ 7 битов поля индекса (А4—А10) определяют номер множества, в котором проводится поиск;

□ старшие 21 бит адреса являются полем тега (признака), по которому осу­ществляется ассоциативный поиск (внутри множества из четырех блоков);

□ четыре младшие бита адреса определяют позицию байта в блоке.

Когда при чтении возникает промах, в кэш копируется из ОЗУ 16-байтовый блок (строка), содержащий запрошенную информацию.

4-битовое поле достоверности показывает, являются ли в данный момент кэ-шированные данные достоверными (для каждого блока (строки) множест­ва— свой бит). При очистке кэш-памяти или сбросе процессора все биты достоверности сбрасываются в 0. Когда производится заполнение строки кэш, место для заполнения выбирается просто нахождением любой недосто­верной строки (из четырех строк "своего" множества).

Если недостоверных строк нет, то реализуется алгоритм замещения строк "nceedoLRU" ("наиболее давно используемый"). Для каждого множества в блоке отведено три бита LRU, которые обновляются при каждом кэш

Характеристики

Список файлов книги