第05章-存储器体系结构设计

第5章存储器体系结构设计5.1存储器概述5.2Cache存储器5.3随机存储器与只读存储器5.4外部存储器和RAID5.5虚拟存储器技术5.6网络存储与容灾备份习题5第5章

存储器体系结构设计

存储器是计算机系统中的记忆设备，能够储存程序和数据。存储器从不同角度可以分为不同的分类。5.1.1存储器分类5.1存储器概述图5.1

存储器分类（1）存储容量

是存储器可以容纳的二进制信息量。主存储器的容量是指用地址寄存器(MAR)产生的地址能访问的存储单元的数量。如N位字长的MAR能够编址最多达2N个存储单元。

存储容量=字数×字长

（5.1）内存空间：又称为存储空间、寻址范围，是指微机的寻址能力，与CPU被使用的地址总线宽度有关。内存容量：指内存的物理容量，例如若某微机配置两条2GB的SDRAM内存条，则其内存容量为4GB。芯片容量：是指一片存储器芯片所具有的存储容量。例如：某SRAM芯片的容量为128M×16bit，即它有128M个单元，每个单元存储16位(两个字节)二进制数据。5.1.2存储器的性能指标（2）存储周期

存储周期TMC，指两次独立的存取操作之间所需的最短时间。取数时间TA，指存储器从接到读出命令，到被读出信息稳定在MDR的输出端为止的时间间隔。半导体存储器的存储周期一般为10ns左右。最大存取时间，指内存储器从接到存储单元的地址码开始，到取出或存入数据为止所需的最长时间。（3）存储器的可靠性

一般指存储器对电磁场及温度等变化的抗干扰能力，存储器的可靠性通常用平均故障间隔时间MTBF（MeanTimeBetweenFailure）来衡量。MTBF越长，表示可靠性越高，即保持正确工作能力越强。目前所用的半导体存储器芯片的MTBF约为5×l06~l×108小时左右。（4）功耗

存储器的功耗可分为内部功耗和外部功耗。内部功耗，就是存储器内部电流消耗。双极型工艺速度较快，但功耗大，密度小；MOS工艺正好相反。BiCMOS存储器具有面积小、功耗低的优点。外部功耗，存储器与外部电路进行工作时所产生的功耗。有效的寄存器管理可最大限度地降低功耗。（5）集成度

每片存储器芯片上集成的基本存储单元的个数。（6）性能价格比5.1.3存储器的层次体系结构图5.2存储器层次结构图

一般来说，离处理器越近的存储器，速度越快也越昂贵，存储器系统的组件趋向于离CPU越远，尺寸越大。高低小大快慢辅存寄存器缓存主存磁盘光盘磁带光盘磁带速度容量价格/位CPUCPU主机图5.3一般的存储器层次Cache存储器是由静态RAM（SRAM）构成，比DRAM快很多，也比构成物理内存的DRAM更昂贵。在存储器层次中，Cache存储器离微处理器最近。Cache存储器本身又可以分层，如第一级Cache（L1Cache）直接包含在微处理器中；外部的第二级Cache（L2Cache）通常在微处理器之外。一般的存储器层次如图5.3所示。5.2.1Cache的基本结构5.2Cache存储器

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

地址映射变换机构：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。

替换机构：当Cache内容已满，就由Cache内的替换机构按一定的替换算法来确定应从Cache内移出哪个块返回主存，而把新的主存块调入Cache。Cache对用户是透明的，将主存块调人Cache的任务全由机器硬件自动完成。Cache的性能指标：（1）命中率命中率是指在前几级存储器均不命中的情况下，在本级存储器命中的概率。在一个程序执行期间，设Nc表示信息能在Cache中访问到的次数，Nm表示信息能在主存中访问到的次数，则Cache的命中率为：写直达法（Write-through），又称为存直达法(Store-through)，即写操作时数据既写入Cache又写入主存。能随时保证主存和Cache的数据始终一致，但增加了访存次数。写回法(Write-back)，又称为拷回法(Copy-back)，即写操作时只把数据写入Cache而不写入主存，但当Cache数据被替换出去时才写回主存。因此数据会与主存中的不一致。

（2）等效访问时间

Cache和主存的等效访问时间是指当CPU访问存储系统时，Cache和主存的平均访问时间。若tc表示命中时Cache的访问时间，tm表示未命中时主存的访问时间，1-h表示未命中率，则Cache-主存系统的等效访问时间(又称平均访问时间)ta为：

ta=htc+(1-h)tm

（5.3）

（3）访问效率

存储器的访问效率是指Cache的访问时间占Cache和主存等效访问时间的比值。存储器的访问效率用e表示，则有

（4）较复杂存储系统的等效访问时间

设指令Cache和数据Cache的访问时间均为tc，主存的访问时间为tm，指令Cache的命中率为hi，数据Cache的命中率为hd，CPU访存取指的比例为fi，则：ta=fi(hitc+(1-hi)tm)+(1-fi)(hdtc+(1-hd)tm)

（5.5）（1）直接映射这是一种多对一的映射关系，但一个主存块只能拷贝到cache的一个特定行位置上去。

cache的块号J和主存的块号I有如下函数关系：

J=ImodC(2c)（C为cache中的总块数)主存地址：主存字块标记-cache字块地址-字块内地址5.2.2Cache-主存地址映射字块2m-1

字块2c+1

字块2c+1-1

字块2c+1

字块2c字块2c－1

字块1

字块0………主存储体

字块1

标记

字块0

标记字块2c-1标记Cache存储体t位01C－1…

字块字块地址

主存字块标记t

位c

位b

位主存地址

比较器（t位）=≠不命中有效位=1？*m位Cache内地址否是命中每个缓存块j

可以和若干个主存块对应每个主存块i

只能和一个缓存块对应

字块2c+1

字块2c

字块0

字块0图5.6直接映射（2）全相联映射方式

全相联映像方式的映像规则是主存的每一块都可以映像到cache中的任何一个字块上，允许从已被占满的cache中替换出任何一个字块。主存储器中的第0块可以映像到cache中的第0块、第1块，┅第2c–1块；主存储器中的第1块可以映像到cache中的第0块、第1块，…，第2c–1块。主存地址：主存字块标记–块内地址这种方法可使主存的一个块直接拷贝到cache中的任意一块上，非常灵活。主存中的任一块可以映象到缓存中的任一块字块2m－1字块2c－1字块1

字块0……字块2c－1字块1字块0…标记标记标记主存字块标记

字块内地址主存地址m=t+c

位b位m=t+cCache存储器主存储器

字块0图5.7全相联映射（3）组相联映像上述两种方案的折衷。把Cache分成2C’组，每组有

=2r个字块；则主存字块i映射到cache的j块上j=(imod2C’)×2r+k0≦k≦2r-1k为位于上列范围内（组内）的可选参数（整数）按这种映像方式,组间为直接映像,而组内的字块为全相联映像方式。组相联映像把地址划分成3段,末b位为块内地址,中间c’位为Cache组地址,高t位和r位形成标记字段。图5.8组相联映射字块2m－1字块2c-r+1

字块2c-r+1

字块2c-r字块2c-r

－

字块1

字块0………

字块3标记

字块1标记字块2c-1标记

字块2标记

字块0标记字块2c-2标记…………

字块内地址组地址主存字块标记s=t+r

位q=c－r

位b

位组012c-r－1主存地址Cache主存储器m

位共u

组，每组内两块（r=1)1某一主存块j

按模u

映射到缓存的第i

组中的任一块i=jmodu直接映象全相联映象

字块0

字块1

字块0

字块2c-r

字块2c-r+1（1）先进先出(FirstInFirstOut，FIFO)算法

FIFO算法选择最早调入Cache的字块进行替换，但没有根据访存的局部性原理，故不能提高Cache的命中率。（2）随机法（RAND法）

随机法是随机地确定被替换的块，比较简单，但它也没有根据访存的局部性原理，故不能提高Cache的命中率。（3）近期最少使用（LeastRecentlyUsed，LRU）算法

LRU算法比较好地利用访存局部性原理，替换出近期用得最少的字块。它实际是一种推测的方法，比较复杂。（4）OPT（Optimalreplacementalgorithm）算法

使用这种方法时必须先执行一次程序，统计Cache的替换情况。因此，OPT算法只是一种理想化的算法。（5）近期最少使用算法（LeastFrequentlyUsedalgorithm，LFU算法）

这种算法选择近期最少访问的页面作为被替换的页面。实现起来非常困难，它要为每个块设置一个很长的计数器。5.2.3Cache替换策略5.3.1随机存储器RAM5.3随机存储器与只读存储器1随机存储器的基本原理（1）静态RAM

静态RAM（StaticRAM，SRAM）以触发器原理寄存信息，每一个存储单位都由一个触发器构成，不需要刷新电路，只要不断电就可以保持其中存储的二进制数据不丢失。（2）动态RAM

动态RAM（dynamicRAM，DRAM）以电容充放电原理寄存信息。（3）非易失性RAM

非易失性RAM（NonvolatileRAM，NV-RAM）使用了由CMOS构成的功耗极低的SRAM存储单元，内部使用锂电池作为后备电源，有一个智能控制电路。2RAM/ROM与CPU的连接方法位扩展

当单个存储芯片的字长（位数）不能满足要求时，就需要进行位扩展。位扩展方法：将每个存储芯片的地址线、控制线“同名”并连在一起，数据线分别连接至系统数据总线的不同位上。例如：用4G×4位的芯片构成4G×8位的存储器。字扩展

当单片存储器的字长满足要求，而存储单元的个数不能够时，就需要进行字扩展。字扩展方法：将每个芯片的地址线、数据线和读/写控制线等按信号名称并连在一起，只将选片端分别引到地址译码器的不同输出端。例如：用4G×4位的芯片构成8G×4位的存储器。字位扩展

在构成一个实际的存储器时，往往需要同时进行位扩展和字扩展才能满足存储容量的需求。例如：用4G×4位的芯片构成8G×8位的存储器。

微处理器地址分配的方法通常有两种：线选法和译码法。（1）线选法

所谓线选法，就是直接以系统的地址线作为存储器芯片的片选信号,为此只需把用到的地址线与存储器芯片的片选端直接相连即可。（2）译码法又分全译码法和部分译码法。（1）可编程ROM：为一次可编程ROM（OneTimeProgrammableROM，OTPROM）

写入信息需要用一个叫ROM编程器的特殊设备来实现这个过程。有“熔断丝型”和“PN结击穿型”两种。（2）紫外光可擦除PROM（ErasableProgrammableROM，EPROM）

擦除过程需要耗时20分钟左右，该芯片具有一个窗口用于接收照射的紫外线。（3）电可擦除PROM(ElectricallyErasableProgrammableROM，EEPROM/E2PROM)

可实现瞬间擦除；可以有选择的擦除某个单元的内容；可直接在电路板上编程，不需要额外的擦除和编程设备。（4）闪烁可编程可擦除ROM：简称闪存（5）掩膜ROM

不是用户可编程ROM。掩膜ROM比较便宜，但是一旦掩膜ROM中的某个代码或数据有错误，整批的掩膜ROM都得换掉。5.3.2只读存储器ROM图5.18CPU与存储器连接图1双端口存储器5.3.3并行存储器

根据主存中存储体的个数，以及CPU访问主存一次所能读出的信息的位数，可以将主存系统分为以下四种类型：单体单字存储器：即存储器只有一个存储体，而且存储体的宽度为一个字。单体多字存储器：即存储器只有一个存储体，但存储体的总线宽度可以是多个字。多体单字交叉存取存储器：如多体交叉存储器，每个存储体都是一个CPU字宽度。多体多字交叉存储器：将多分体并行存取与单体多字相结合。2多模块交叉存储器图5.20多模块交叉存储器XXXXXM00~7M18~15M216~23M324~31XXXXX0，4,...除以4余数为0M01，5,...除以4余数为1M12，6,...除以4余数为2M23，7,...除以4余数为3M3图5.21顺序方式和交叉方式的地址组织(a)顺序方式地址组织(b)交叉方式地址组织图5.23存储体的启动情况（3）多模块交叉存储器的基本结构

图5.22中为四模块交叉存储器结构框图。主存被分成4个相互独立、容量相同的模块M0，M1，M2，M3，每个模块都有自己的读写控制电路、地址寄存器和数据寄存器，各自以等同的方式与CPU传送信息。有两种多体交叉存储器编址方法：高位交叉访问存储器；低位交叉访问存储器。3相联存储器图5.24相联存储器

是按内容存取的存储器，可以选择记录（关键字）的一个字段作为地址。在虚拟存储器中存放段表、页表和快表，也可作Cache行地址。1磁记录原理5.4外部存储器和RAID5.4.1磁表面存储器的原理

磁表面存储器通过磁头和记录介质的相对运动完成写入和读出。磁头是良好的软磁材料，磁层是硬磁材料，当漏磁场消失以后，磁头又回到未磁化状态，而磁层呈现剩磁状态。

磁记录介质指的是涂有薄层磁性材料的信息载体，可以脱机保存信息，又称为磁记录媒体。根据磁记录介质的基底不同，主要有软性介质（磁带和软磁盘片）和硬性介质（硬磁盘片）两种。磁性材料也有颗粒材料和连续材料两类。

磁头是实现电/磁转换的装置，包括感应式磁头和MR磁头。感应式磁头又分为接触式磁头和浮动式磁头两种。接触式磁头在读/写时与记录介质直接相接触。浮动式磁头与介质表面之间形成一层极薄的空气薄膜（气垫），硬磁盘采用浮动式磁头。2磁记录方式图5.27不同记录方式归零制（RZ）不归零制(NRZ)见“1”就翻的不归零制(NRZ1)调相制（PM）调频制（FM）改进调频制（MFM）

磁记录方式是一种编码方法，指的是按照某种规律将一连串二进制数字信息变换成存储介质磁层的相应磁化翻转形式。1磁盘存储器的基本原理5.4.2磁盘存储器

当前的硬盘架构多采用温彻斯特（Winchester）架构，由头盘组件（HDA，HeadDiskAssembly）与印刷电路板组件（PCBA，PrintCircuitBoardAssembly）组成。温氏硬盘是一种可移动头固定盘片的磁盘存储器。（1）磁盘的访问时间

访问时间=寻道时间+旋转时间+传输时间

（5.11）（2）数据传输率Dt=Db×V

（5.16）（3）记录密度

（5.18）

由于磁盘各磁道位密度不同，一般是指最内圈磁道上的位密度(最大位密度)。（4）存储容量

存储容量是指外存所能存储的二进制信息总数量，一般以位或字节为单位。C=n×k×s

（5.19）2磁盘的主要性能指标（1）先来先服务(FCFS)3磁盘调度算法（2）最短寻道时间优先(SSTF)（3）SCAN算法（4）循环扫描(CSCAN)算法磁盘高速缓存，并非通常意义下的内存和CPU之间的Cache，而是指利用内存中的存储空间来暂存从磁盘中读出的一系列盘块中的信息。相应地，也存在着置换算法的问题，如LRU，LFU等。数据交付给请求进程的方式有两种：数据交付，直接将高速缓存中的数据，传送到请求者进程的内存工作区中；指针交付，只将指向高速缓存中某区域的指针交付给请求者进程，所传送的数据量少。提高磁盘I/O速度的其它方法：提前读（Read-ahead）。延迟写（DelayedWrite）。优化物理块的分布：如果将两个数据块安排在属于同一条磁道的两个盘块上。虚拟盘：又称为RAM盘，是指利用内存空间去仿真磁盘，这些对用户都是透明的。但是一旦系统重启或电源发生故障，保存在虚拟盘中的数据将会丢失。4磁盘高速缓存5.4.3磁带存储器

开盘式启停磁带机：信息是按数据块记录的，在数据块与数据块之间，磁带机需要启动和停止。因此启停机构是这类磁带机的特点。开盘式启停磁带机的结构比较复杂，主要由走带机构，磁带缓冲机构、带盘驱动机构、磁头等组成。

数据流磁带机：将数据连续地写在磁带上，每个数据块间插入记录间隙，使磁带机在数据块间不启停。数据流磁带机是串行逐道记录，其读写顺序类似于磁盘。记录信息时，从0号磁道开始，偶数磁道从磁带首端BOT到磁带末端EOT，而奇数磁道则从EOT到BOT，且要依次首尾相接。这种方式称做蛇形串行记录。（1）光盘存储器的基本概念见的CD产品包括：CD-DA(CompactDisc-DigitalAudio)——激光数字唱盘CD-G(Graphics)——图形光盘CD-V(Video)/VideoCD——影视光碟CD-ROM——只读光盘CD-I(Interactive)——交互式光盘CD-IFMV(FullMotionVideo)——全运动视频交互式光盘KaraokeCD——卡拉OK光盘CD-R(CD-Recordable)——一次写入光盘CD-RW——可重复写入光盘DVD——高密度数字视频光盘5.4.4光盘存储器（2）CD盘的记录原理磁光盘(MagnetoOpticalDisc，MOD)

利用磁的记忆特性，借助激光来写入和读出数据。相变光盘(PhaseChangeDisc，PCD)

利用激光特殊材料在加热前后的反射率不同记忆1和0。只读CD光盘

在盘上压制凹坑的机械办法记录数据，凹坑的边缘记录的是1，凹坑和非凹坑的平坦部分记录的是0。固态硬盘的特点：读写速度快防震抗摔性低功耗工作温度范围大轻便5.4.5固态盘存储器固态硬盘的存储介质分为两种，一种是采用闪存作为存储介质，另外一种是采用DRAM作为存储介质。基于闪存的固态硬盘（IDEFlashDisk、SerialATAFlashDisk），采用Flash芯片作为存储介质，存储单元又分为两类：单层单元（SingleLayerCell，SLC）和多层单元（MultiLevelCell，MLC）。

廉价磁盘冗余阵列或者独立磁盘冗余阵列（RedundantArraysofIndependentDisks，RAID），通过把数据放在多个硬盘上，输入输出操作能以平衡的方式交叠，改良性能。5.4.6RAIDRAID0：数据分条技术RAID1：磁盘镜像RAID0+1：又称为RAID01RAID2：带海明码校验RAID3：带奇偶校验码的并行传送RAID4：带奇偶校验码的独立磁盘结构RAID5：分布式奇偶校验的独立磁盘结构RAID6：带有两种分布存储的奇偶校验码的独立磁盘结构RAID7：优化的高速数据传送磁盘结构RAID10：即RAID1+0RAID50：即RAID5+05.5.1程序运行的局部性原理程序运行的局部性原理：指程序在执行过程中的一个较短时间内，所执行的指令地址或操作数地址分别局部于一定的存储区域中。具体地表现为时间局部性和空间局部性。时间局部性：如果某条指令被执行，则在不久的将来，该指令可能被再次执行；如果某个数据结构被访问，则在不久的将来，该数据结构可能再次被访问。产生时间局部性的主要原因是程序中存在着大量的循环操作。空间局部性：一旦程序访问了某个存储单元，则在不久的将来，其附近的存储单元也可能被访问，即程序在一段时间内所访问的地址，可能集中在一定的范围内。产生空间局部性的主要原因是程序的顺序执行。实现虚拟存储器的理论基础：局部性原理。5.5虚拟存储器技术1硬件支持5.5.2请求分页式存储管理方式（1）页表机制：纯分页的页表只有两项：页号和物理块。而请求分页存储管理增加了调入功能和置换功能，故需在页表中增加若干项，供程序在换进换出时参考。下面所示是一请求分页系统中的页表：页号物理块号状态位P访问字段A修改位M外存地址状态位P：记录该页是否在内存。P=0该页在内存； P=1该页不在内存。访问字段A：记录该页多长时间没有被访问。修改位M：记录该页在内存期间是否被修改过。 M=1该页调入内存后被修改过；M=0该页调入内存后未被修改过。外存地址：该页在外存上的地址图5.37请求分页存储管理示意图物理地址空间页面映射表存储空间页号块号状态作业10110520001作业20123作业3012341041032801109103213600412345678910111213

在请求分页系统中，可采取两种分配策略——固定和可变分配策略。在进行置换时，也可采取两种策略——全局置换和局部置换。可组合成以下三种策略。固定分配局部置换（FixedAllocation，LocalReplacement）：为每个进程分配一固定数目的物理块，在整个运行期间都不再改变。可变分配全局置换（VariableAllocation，GlobalReplacement）：当某进程发现缺页时，由系统从空闲物理块队列中取出一物理块分配给该进程，并将欲调入的缺页装入。可变分配局部置换（VariableAllocation，LocalReplacement）：为每个进程分配一定数目的内存空间；但当某进程发生缺页时，只允许从该进程在内存的页面中选出一页换出，而不影响其它进程的运行。2页面分配策略（1）内存页面分配策略平均分配：看起来很公平，但没有考虑进程的大小等因素。按进程大小比例分配：系统按进程大小按比例分配物理块。按进程优先级比例分配：为照顾重要的、紧迫的进程，使其能够尽快的完成，可以为其分配较多的内存物理块。（2）外存块的分配策略静态分配：一个进程在运行前，将其所有页面装入外存。动态分配：一个进程在运行前，仅将未装入内存的那部分页面装入外存。（3）页面调入时机请求调页策略：发生缺页时，调入内存。缺点是处理缺页中断和调页的开销较大，每次仅调一页，增加了磁盘I/O次数。预调页策略：预计要访问的页，提前调入内存。每次调入若干页面，而不是仅调一页。3页面置换算法（1）先进先出(FirstInFirstOut，FIFO)置换算法Belady异常现象：一般而言，分配给进程的物理块越多，运行时的缺页次数应该越少。但是Belady在1969年发现了一个反例，使用FIFO算法时，四个物理块时的缺页次数比三个物理块时的多，这种反常的现象称为Belady异常。（2）随机淘汰算法RAND就随机地选择一个用户页，将其换出。（3）最佳置换算法（Optimal，OPT）（4）最近最久未使用（LeastRecentlyUsed，LRU）置换算法（5）Clock置换算法（简化的LRU算法）

也称为最近未使用算法（NotRecentlyUsed，NRU），它是LRU(最近最久未使用算法)和FIFO的折衷。设置一个访问位:0表示最近未使用

1表示最近使用过（6）最少使用置换算法（LeastFrequentlyUsed，LFU)

选择到当前时间为止被访问次数最少的页面被置换；记录每个页面的访问次数，最少访问的页面首先考虑淘汰。（1）缺页率对系统性能的影响程度4请求分页系统的性能分析（2）“抖动”问题

不适当的算法可能会导致进程发生颠簸或抖动（Thrashing)，即系统频繁地更换页面。（3）驻留集

驻留集是虚拟页式存储管理中给进程分配的物理块的集合，驻留集大小即是这个集合的元素个数。（4）工作集（WorkingSet）

工作集就是进程在某段时间段Δ（时间t-Δ到t）里实际要访问的页面的集合，记为W(t,

Δ)，变量Δ称为工作集“窗口尺寸”（WindowsSize）。通常还把工作集中所包含的页面数称为“工作集尺寸”，记为|W(t,

Δ)|。1硬件支持5.5.3请求分段存储管理方式（1）段表机制：请求分段的段表是在纯分段的段表机制的基础上形成的。段名段长段基址存取方式访问字段修改位存在位增补位外存地址存取方式：用于标识本段的存取属性，存取属性包括只执行、只读还是读/写；访问字段：用于记录该段在一段时间内被访问的次数，或最近已有多长时间未被访问，供置换算法选择段时参考；修改位：表示该段在调入内存后是否被修改过。由于内存中的每一段都在外存上保留一个副本。存在位：说明本段是否已调入内存；增补位：用于表示本段在运行过程中，是否进行过动态增长；外存地址：用于指出该段在外存上的起始地址，通常是起始物理块号，供调入该段时使用。图5.42请求分段存储管理系统的示意图200K存储空间020K60K100K(MAIN)=020K（X）=18K（S）=316K作业空间16K0（S）=316K0（D）=28K0（X）=132K0（MAIN）=0