计算机组成原理-存储系统

存储系统

• $DRAM$对地址线采用复用技术，地址线是原先的 $\frac{1}{2}，地址信号分行、列两次传送$
• $Cache$ - 主存系统的效率： $e$ = 访问 $Cache$的时间 $/$ 平均访存时间
• $DRAM$按行刷新，不需要选片，所有芯片同时被刷新，一次完整的刷新周期需要一个存储周期
• 多模块存储器
  • 单体多字存储器
  • 多体并行存储器
    • 高位交叉编址
      $\begin{array}{c|c|c|c} \text{M0} & \text{M1} & \text{M2} & \text{M3} \\ \hline 0 & n & 2n & 3n \\ 1 & n+1 & n+2 & n+3 \\ ... & ... & ... & ... \\ n & 2n-1 & 3n-1 & 4n-1 \end{array}$
      • 采用高位交叉编址的存储器仍是顺序存储器
      • 高位体号，低位体内地址
      • 无法实现局部性原理
    • 低位交叉编制
      $\begin{array}{c|c|c|c} \text{M0} & \text{M1} & \text{M2} & \text{M3} \\ \hline 0 & 1 & 2 & 3 \\ 4 & 5 & 6 & 7 \\ ... & ... & ... & ... \\ 4n-4 & 4n-3 & 4n-2 & 4n-1 \end{array}$
      • 高位体内地址，低位体号(P117.8)
        • 所以确定比如 $8005$所在的存储模块的时候看的是低位
      • 可以采用流水线技术
      • 为了实现流水线技术，要保证存储器交叉模块数 $m \ge T/r$， $r$是总线传送周期，&T&是模块存取一个字的存取周期
      • 连续存取 $m$个字所需时间： $t_1 = T + (m - 1)r$
        • 模块序号 = 访存地址(8005) % $m$(P117.7)
        • 判断是否访存冲突：给定的访存地址在连续 $m$次访问中是否在同一存储模块内(P117.7)
      • 可以实现局部性原理
      • 一个存储周期能提供一行数据，但是即使本行只有1个数据，那也需要一个周期
        • 比如 $0X804001A$，最低两位是 $10$，从编号为 $2$的存储体开始存储，占用三个行，需要三个存储周期(P117.8)
          $\begin{array}{c|c|c|c} \text{M0} & \text{M1} & \text{M2} & \text{M3} \\ \hline \times & \times & \times & \times \\ ... & ... & ... & ... \\ \times & \times & 0 & 1 \\ 2 & 3 & 4 & 5 \\ 6 & 7 & \times & \times \\ ... & ... & ... & ... \end{array}$
• $CPU$与 $Cache$之间的数据交换以机器字长为单位； $Cache$与主存之间的数据交换以 $Cache$块为单位
• $Cache$与主存的映射
  • 数据存放到 $Cache$的位置
    • 直接映射：主存数据只能存放到 $Cache$内的固定位置
      • 主存标记字块 | $Cache$地址字块 | 字块内地址
      • 主存标记位 | $Cache$块号 | 块内地址
    • 全相联映射：主存数据可存入 $Cache$的任何位置
      • 主存标记字块 | 字块内地址
    • 组相联映射：主存数据可存入 $Cache$的固定某块内的任意位置
      • 主存标记字块 | 组地址 | 字块内地址
• $Cache$写策略：写回的是主存
  • 写命中
    • 全写法
      • 写命中时，同时写入 $Cache$和主存
      • 某块需要替换，直接覆盖，不用写回
      • 格式：替换控制位( $\times$) - 有效位(1)
    • 写回法
      • 写命中时只修改 $Cache$内容，不立即写回主存
      • 某块需要替换，写回主存
      • 格式：替换控制位( $\times$) - 脏位(1) - 有效位(1)
    • 关于附加位
      • 替换控制位：如果是 $LRU$替换算法，那么取决于 $Cache$的组相连路数。 $2^k$路组相连需要 $k$位替换控制位( $LRU$位)
      • 脏位：修改位( $1$位)，为 $1$需要写回内存
      • 有效位
  • 写不命中
    • 写分配法
      • 加载主存中的块到 $Cache$，然后更新此 $Cache$块
    • 非写分配法
      • 只写回主存，不调入 $Cache$块
• 虚拟地址 -> $TLB$地址:
  • 虚拟地址 = 虚页号 + 页内偏移
  • 虚页号 = $TLB$标记 + $TLB$组索引
• $TLB$、 $Cache$、 $Pages$共存的系统中的访问顺序，看是否命中
  • $CPU$给出虚拟地址(虚页号 + 页内地址偏移)
  • 虚页号作为 $Tag$到 $TLB$中查找内容
    • 如果找到
      • 得到 $TLB$中的实页号，再拼接页内地址偏移，得到实际物理地址(主存标记字块 | $Cache$块号 | 块内地址)
      • 以直接映射 $Cache$为例，根据得到的物理地址(主存标记字块 | $Cache$块号 | 块内地址)，对其进行解析，得到 $Cache$块号，进入块内查看数据，如果有效位为 $1$，则采用数据，否则说明未命中
    • 如果没找到
      • 没找到说明发生了 $TLB$缺失，转到 $Pages$中查找虚页号匹配项，得到实页号，拼接上页内偏移地址得到实际物理地址
      • 根据得到的物理地址(主存标记字块 | $Cache$块号 | 块内地址)，到对应 $Cache$块内寻找，看是否命中，未命中就调页
  • 寻址过程
    • 逻辑地址-> $TLB$成功->物理地址-> $Data Cache$成功-> $Value$
    • 逻辑地址-> $TLB$成功->物理地址-> $Data Cache$失败->访问主存-> $Value$
    • 逻辑地址-> $TLB$失败->Pages成功->物理地址-> $Data Cache$成功-> $Value$
    • 逻辑地址-> $TLB$失败->Pages成功->物理地址-> $Data Cache$失败->访问主存-> $Value$
    • 逻辑地址-> $TLB$失败->Pages失败->缺页中断
• 缺页中断
  • 内部中断：在一条指令的执行期间产生
  • 中断后重新执行指令
    • 重新执行：就和什么都没有发生过一样，重做一遍
    • 比如缺页中断要 $20ms$，访存要 $1\mu s$，发生了缺页中断：
      • 时间总和：( $1\mu s + 20ms$) + ( $1\mu s + 1\mu s$)
      • (查找 $Pages$ + 中断) + (再次以不缺页执行：查找 $Pages$ + 访问主存)
  • 操作系统的可能行为
    • 修改页表(置换页)
    • 磁盘 $I/O$
    • 分配页框(分配内存)
• 虚拟存储器
  • 最大容量与主存和外存容量无关，只与地址线位数有关
  • 扩充内存方法：调入调出
  • 调入调出基本方法：覆盖与交换
  • 外存空间
    • 文件区：离散分配
    • 交换区：连续分配
• 工作集与驻留集
  • 工作集：去重后的窗口
    • 工作集窗口大小为 $\Delta$，时间为 $t$
    • 当前窗口内内容为 ${2, 3, 5, 3, 2}$
    • 工作集为 ${2， 3， 5}$
  • 驻留集：某进程分配到的物理页框集合
    • 局部与全局：
      • 局部：针对某一进程的操作不影响其他进程
      • 全局：一个进程得到的物理块多了，会影响其他进程
    • 分配策略：
      • 固定分配，局部置换
      • 可变分配，全局置换
      • 可变分配，局部置换
• 1号页面被换出 $x$号物理块（页框），则2号换入的页面仍在 $x$号物理块（页框）