十五周学习报告第十四

计算机架构学第十四周学习报Lecture28:MemoryConsistencyandCache多处理器里的内MemoryConsistencyvs.CacheConsistencyMemoryCoherency指处理器系统保证对其器子系统Correctness。我们并不关注对处理器私有空间的器，仅考虑共享空间的这种情况，即便在这种情况下定义Correctness依然很。采用每一个处理器的LocalTimeScale确定MostRecent的方法被称为Sequential操作：A,B,C,由ISA特别是如果目标是设计一个高性能的处理器记录顺序执行中装入队列及其复杂顺序编程指定的硬件撤销顺序中加载和操劣势：顺序增加开销，降低性能，增加复杂性，降低扩展MIMD处理器里的内存如果硬件原件不正确（或不可预测），问例如，所有的内存操作发生在一个所有处理器之间一致性的顺序中（称为全局总顺序顺序一致loadstore按顺序一致的操作命潜在的正确全局顺 ABXYAXBYAXYBXABYXAYBXYA (交错)的顺序取决于执行和动态延迟顺序一致性的 跨不同的执行，可以观察到不同的全局顺序(每一种是按顺序 调试仍然很 与顺序一致性的问题限制的性的性能增强技加载发生乱序关于彼此和独立→所有处理器难以看到的所有内存操作相防止被其他处理器看到的的影响→所有处理器难以看到的所有内存操作相较弱的内存一致当顺序影响对共享内存的操作时，操作顺序比较重要→ 理念:权衡:弱一致性 负担在程序员或软件方 在多处理防止或加载被其他处理器看见的影响→ 所有处理器难以看到相同的(全部)内存操作的全局顺序 难已缓存相同的位置，要有正确的值的位置(在该位置的更新)缓存一致许多并行程序通过共享内存交处理器0写一个数据到一个地址，处理器1紧接着（这意味两者之间的通信缓存一致性:谁的责任? ISA提供缓存刷新指令吗?刷新本地:刷新/无效缓存块包含地址A从处理器的本地缓存。刷新全局:缓存刷新/无效块，包含所有其他处理器缓存的地址A。XcacheX里的所有块。cache一个非常简单的一致no-write-allocate在缓存块中局部处理器的行为:PrRd,缓存块的行为在纵向广播:BusRd,+—使多数程序员的生活更难：需要担心硬件cache程序的正确性+—这种方式下，很难设计一个可扩展的系统，具有低延迟缓存保持一致需要保证所有处理器都查看相同的内存位置一致值(即，一致的更新）P0AP1A写：保证更新将对于这种顺序，需要一个序列化的全局点一致性：更新VS我们怎样才能安全地更新的数据写块，并同时写入的数据和地址的共享资源文权+如果是恒定的共享资源设置和更新不频繁的话，避免了无效-重新获取的成本(广播SnoopyBus（窥探总线） 基 的cache一致理念：一个逻辑的每个缓存块的副本驻留的地方。缓存咨询此 对于内存中每个cache块， 里P+1cacheLecture29:CacheSnoopyCache如果你想 一个更复杂的协议M(odified):高速缓存行是唯一的缓存的副本和脏S(hared):高速缓存行，可能是几个缓存副本之一I(nvalid):高速缓存线路是不存在的这种缓存读操作未命中使请求在总线上，过渡到写思念 请求，转换为M状当处理器从另一位作家在ReadEx 时，它必须废止其自己的副本(如果有) M升级可不经重新数据从内存(通过失效)问题:块立即进入"共享"状态虽然它可能是唯一的副本要缓存(即没有其他的MSI的问假设缓存中的块想要写到它的某个时如果缓存中知道了唯一缓存副本系统中它可能写到块而不通知任何其他缓存→ 措施理念:添加另一个状态指示这是唯一的缓存的副本，它是清洁。块被放入专属的状态，如果在BusRd，有线或"共享"信号总线上的可以确定这一点:窥探缓存断言的信号，如果他们也有一沉默 Modified在写上是可能的SnoopyInvalidationM一种可能性:所有者(O)状态(MOESI协议) TheProblemwith观察:问题:需要写入内存块，BusRd →一些其他处理器可能会想要再写到块改进MESI想法一:不做从M S上BusRd过渡。使无效副本并不更新内存的情况下直接想法二:过渡从M S，但作为将写块，回来的时候它的所有者(O)，指定一MOESI协议版协议可以被优化，通过使用的状态和预测机+然而