多核Cache一致性
zynq cache问题的解决方法 linux
zynq cache问题的解决方法linuxZynq是Xilinx公司推出的一款全可编程SoC,它集成了FPGA和处理器核心,广泛应用于嵌入式系统开发。
在使用Zynq平台时,开发者可能会遇到Cache相关问题,影响系统的性能。
本文将针对Zynq Cache问题的解决方法进行探讨,主要基于Linux操作系统。
一、Zynq Cache简介Zynq SoC包含ARM Cortex-A9处理器核心,这些核心具有独立的L1 Cache(指令和数据),以及共享的L2 Cache。
Cache的主要作用是临时存储处理器频繁访问的数据和指令,以提高访问速度。
二、Zynq Cache问题及解决方法1.Cache一致性问题问题描述:当多个处理器核心或者处理器与FPGA之间访问同一内存地址时,可能会出现Cache一致性问题。
解决方法:(1)关闭处理器核心的L2 Cache:在Linux内核启动参数中添加“l2cache_disable=1”,以关闭L2 Cache。
(2)使用Cache一致性协议:如MOESI协议,确保多个Cache之间的一致性。
2.Cache性能问题问题描述:Cache命中率和带宽较低,导致系统性能下降。
解决方法:(1)优化程序代码:避免频繁访问大块内存,增加数据局部性。
(2)调整Cache策略:根据应用场景,调整Cache的替换策略和写入策略。
(3)增加Cache容量:在硬件设计阶段,可以考虑增加Cache容量以提高性能。
3.Cache错误问题问题描述:Cache出现错误,可能导致数据丢失或系统崩溃。
解决方法:(1)使用ECC(Error Correction Code)技术:对Cache进行错误检测和纠正。
(2)定期刷新Cache:定期将Cache中的数据写入内存,防止数据丢失。
(3)监控Cache错误计数器:通过查看Cache错误计数器,定位错误原因。
三、总结Zynq Cache问题在嵌入式系统开发中较为常见,了解其解决方法有助于提高系统性能和稳定性。
基于共享总线的多处理器cache一致性的硬件实现
oh ri lme t t n fc c ec h rn e a d t erp r r n e P te mp e n ai so a h o ee c n h i e o ma c .F GA x e i n ss o t a i b s s o p u i c n e s r o f e p rme t h w tt s u n o n t a n u e h h
的定义如下 :
a )M态。被寻址 的 cce 在 cc e中, cce块与 内 ah 块 ah 但 ah 存 中该 块相 比已被修改 。 b )E态。被寻址 的 cc e 在 cce中, ah 块 ah 并且 该 cce块 ah
L u — io,Z IJ n xa HANG S e g b n h n — i g,S N Xu b n HE — a g
( v t nMi oபைடு நூலகம் t nc C ne,N r w sr oyehi lU i ri ,X ’ n7 0 7 A i i c e co i et ao r er s r ot eenP l c n a n esy ia 1 02,C ia h t t c v t hn )
t a he c nsse c n mulir c s os’ s se c re ty a fii nl he c c o itn y i tp o e sr y t m o r cl nd efc e ty、 K e wo ds: ss o p; mutpr c s o s o itn y; c py b c y r bu n o li o e s r ;c nsse c o —a k
基 于 共 享总 线 的 多处 理 器 c c e一 致 性 的硬 件 实现 米 ah
cache一致性协议实现的基本方法
面已经谈到,随着处理机数目N 的增大、存储器容量的增加,所 需要目录的容量以N2 的数量级增加。在目录本身就很庞大的情 况下,还需要增加一位C/D 位,以指示该复本是否允许写。所以 这种目录结构所需要的空间较为庞大。针对这个问题,提出了 有限目录的方法。 2)有限目录 有限目录的基本思想是要解决全映射目录空间过大的问题。 其采用的手段就是对任意一个数据块在高速缓存中同时存在的 复本的数目加以一定的限制,这是基于处理机使用的局部性, 即多机系统解决问题时,短时间内可能只集中使用其中几台机 器,所以某一个数据块的复本只有部分处理机需要,因此只需 要记录这几台机器,而不需要记录所有处理机,目录所需空间 大大减少:记录处理机号码的所需空间呈Log2N 增长,总的空间 需求为O(N XLog2N)。 3)链式目录 链式目录是采用目录指针链来跟踪共享可写数据的复本;链 表既可以采用单链表,又可以采用双链表。对于共享数据块的 复本数没有限制。所占用的空间和可扩展性与有限目录近似。
(3)Write- inv:远程高速缓存在写命中时在总线上广播一个无 效命令 (4)Read-inv:远程高速缓存在写缺失时在总线上广播一个无 效命令 (5)Read-blk:从另外一个高速缓存中读出一份有效复本。 这两条属于一致性命令 3)写操作可能遇到的几种情况 (1)如果C1 为VALID,写C1 时,则写命中(Write hit) a. 如果内存单元所在的块在高速缓存中,则可以写高速缓存 命中。 b. 如果内存单元所在的块不在高速缓存中,则写缺失,将内 存单元所在块读入高速缓存,再进行写操作发P-Write 修改C1 内 容,修改内存,发Write-Inv 给所有高速缓存,使它们的状态变 为无效。同时使本地的高速缓存中数据块的状态变Reserved。 (2)如果C1 为Reserved,对C1 进行写操作时,则写命中。发PWrite 命令修改C1内容,不修改内存中的复本,C1 状态变为 Dirty (3)如果C1 为Dirty,写C1 时则写命中。发出P-Write 命令修
Cache一致性协议之MESI
Cache⼀致性协议之MESI转⾃:处理器上有⼀套完整的协议,来保证Cache⼀致性。
⽐较经典的Cache⼀致性协议当属MESI协议,奔腾处理器有使⽤它,很多其他的处理器都是使⽤它的变种。
单核Cache中每个Cache line有2个标志:dirty和valid标志,它们很好的描述了Cache和Memory(内存)之间的数据关系(数据是否有效,数据是否被修改),⽽在多核处理器中,多个核会共享⼀些数据,MESI协议就包含了描述共享的状态。
在MESI协议中,每个Cache line有4个状态,可⽤2个bit表⽰,它们分别是:状态描述M(Modified)这⾏数据有效,数据被修改了,和内存中的数据不⼀致,数据只存在于本Cache中。
E(Exclusive)这⾏数据有效,数据和内存中的数据⼀致,数据只存在于本Cache中。
S(Shared)这⾏数据有效,数据和内存中的数据⼀致,数据存在于很多Cache中。
I(Invalid)这⾏数据⽆效M(Modified)和E(Exclusive)状态的Cache line,数据是独有的,不同点在于M状态的数据是dirty的(和内存的不⼀致),E状态的数据是clean的(和内存的⼀致)。
(Shared)状态的Cache line,数据和其他Core的Cache共享。
只有clean的数据才能被多个Cache共享。
I(Invalid)表⽰这个Cache line⽆效。
E状态⽰例如下:E状态只有Core 0访问变量x,它的Cache line状态为E(Exclusive)。
S状态⽰例如下:S状态3个Core都访问变量x,它们对应的Cache line为S(Shared)状态。
M状态和I状态⽰例如下:M状态和I状态Core 0修改了x的值之后,这个Cache line变成了M(Modified)状态,其他Core对应的Cache line变成了I(Invalid)状态。
在MESI协议中,每个Cache的Cache控制器不仅知道⾃⼰的读写操作,⽽且也监听(snoop)其它Cache的读写操作。
多核cache亲和性
多核cache亲和性综述概述利用亲和性这种特性可以降低进程转移带来的性能损失,提高cache命中率,同时利用该特性可以充分利用片上所有的cache来加速串行程序的执行。
但要利用该特性需要操作系统调度程序的支持,同时要求有一定的硬件的支持。
经过研究,cache亲和性对单核多处理器的性能提升不大,但对于多核多处理器能带来很大的性能提升。
该文主要介绍了亲和性的定义,亲和性对性能的影响,最后怎样利用操作系统及硬件支持来充分利用该特性。
引言芯片多处理器(CMP)的已成为当今高性能的多处理器主要形式之一。
对影响性能的关键因素之一便是高速缓存的利用率。
传统的对于高速缓存,每个核心是有自己的私有L1高速缓存,并在同一芯片上所有核心共享的较大二级缓存。
为了提高缓存利用率,我们需要考虑在缓存中的数据重用,在所有核心上共享缓存缓存访问的争夺,和私有缓存间的连贯性缺失率。
亲和性定义:亲和性指进程在给定的cpu或cpu核上运行尽量长的时间而不被转移到别的处理器的倾向性。
在Linux里,内核进程调度器天生就具有软亲和性(soft affinity)的特性,这意味着进程通常不会在处理器或者内核之间频繁迁移。
这种情况是我们希望的,因为进程迁移的频率低意味着产生的负载小,具有更好的性能表现。
在对称多处理(SMP)上,操作系统的进程调度程序必须决定每个CPU上要运行哪些进程。
这带来两项挑战:调度程序必须充分利用所有处理器,避免当一个进程已就绪等待运行,却有一个CPU核心闲置一旁,这显然会降低效率。
然而一个进程一旦被安排在某个CPU核心上运行,进程调度程序也会将它安排在相同的CPU核心上运行。
这会使性能更好,因为将一个进程从一个处理器迁移到另一个处理器是要付出性能代价的。
一般进程会在相同的核或CPU上运行,只会在负载极不均衡的情况下从一个核移往另一个核。
这样可以最小化缓存区迁移效应,同时保证系统中处理器负载均衡。
亲和性程序性能的影响多核处理器的处理器与处理器之间的cache亲和力是通过观察缓存方面积累了一定的进程的状态,即数据或指令后才进行考察的。
适用于多核环境的混合Cache一致性协议
需要在高速缓冲 中为处理器 内核 中的 C c e ah 数据 副本创建较
多的 目录项 ,占用了大量 的存储空间 ,因此在 目录较大时 , 查询时延也较大 。
个处理器 内核 的私有 Cce a ,内核时刻监听总线 是否有请 求 h 送达 ,所有处理器 内核 发出的请求 以广播方式发送到其他 处 理器 内核节点 ,共享总线保证所有处理器 内核 的数据请求串 行执行 。典型 的监听协议有 ME I J S 协议和 M SF E I 协议 。
3 小容量 目录 D C ce - ah
本文协议为克服监听协议无差别发送广播的缺 点,在系 统结构 中引入 了一个 目录 cce a ——DC ce —ah 通过 h —ah ,DC ce 互联结构 和处理器 内核的私 有 L1 ah 互联。带有 D C c e ce C — ah
监听协议的优点是结构比较简单, 但因为总线是独占性 资源,当总线上互联的处理器内核节点较多时, 协议的效率 会急剧下降 。处理器内核的一致性数据请求事务都要无差 别地在总线上广播,并且所有监听到请求的 C ce ah 控制器都 要查找 C ce ah 中是否包含了请求数据 的副本 ,即使不包含远 程请求数据副本的 C ce ah 也需要执行 查找操作 ,无谓地消耗
如是 ,进行下一步处理 。
() 有请求 数据 的 目的 内核 将数据 副本 以点对 点方 式 2含 发送给源请求 内核 ,并进行数据副本状态维护 。
() 3 目的内核向 D C ce发送确认 ,D— ah 维护 目录。 — ah Cce
状态 ;C r—u e 为数据块 副本所在 内核编号 。 oen mb r
多核处理器cache一致性
一.多核处理器cashe一致性 (2)二.基于无锁机制的事务存储 (3)1.事务的基本概念 (3)2.实现流程-design (4)3.缓存状态 (5)4.事务行为 (5)5. 回退机制 (6)三.TCC模型 (6)1.编程模型 (6)2.TCC系统 (7)四.ASTM (7)1.背景 (7)2.STM设计 (8)2.1. 急迫申请与懒惰申请 (8)2.2.元数据结构 (8)2.3. 间接引用对象 (8)3.基本ASTM设计 (9)五.参考文献 (10)一.多核处理器cache一致性由于后续章节要用到多处理器cashe一致性的协议,这里先简单阐述一下!维持多处理器cashe一致性的协议叫做cashe一致性协议。
而实现cashe一致性协议的关键就是要跟踪一个共享数据块的任何状态。
目前有两种协议,分别使用不同的技术来跟踪共享状态。
一种是基于目录的,一个物理内存中数据块的共享状态保存在一个位置,叫做目录。
另外一种就是snooping协议。
我们先来看看snooping协议的具体实现。
Snooping的做法是,每个cashe不仅保存着一份物理内存的拷贝,而且保存着数据块的共享状态的拷贝。
通过广播介质这些cashe可以被访问,所有的cashe控制器通过介质检测来决定自己是否拥有一份来自总线请求的数据块的拷贝。
目前多处理器普遍采用写无效协议来维持一致性的需求。
它的核心思想就是一个处理器在写数据之前必须确保它对该数据块的互斥访问。
如果一个读操作紧随一个写操作之后,由于写操作是互斥的,它在写之前必须对无效化所有该数据块在其它cashe上的拷贝,当读发生时,它获得一个读缺失而被迫去获取新的拷贝。
如果两个写操作试图对同一数据同时操作,那么只有一个获胜,获胜方使得其它处理器种的cashe拷贝无效化,其它操作要完成它的写操作必须先获得数据的新拷贝,也就是更新的数据的拷贝,因此写无效协议实际上实现了写的序列化。
实现写无效协议的关键是使用总线(bus),或者其它的广播介质来执行无效操作。
cache一致性问题和解决方法
cache一致性问题和解决方法作者辽宁工程技术大学摘要高速缓冲存储器一致性问题是指高速缓冲存储器中的数据必须与内存中的数据保持同步(一致) 。
多核处理器将一个以上的计算内核集成在一个处理器中,通过多个核心的并行计算技术,增强处理器计算性能。
单片多处理器结构(CMP—ChipMultiprocessor)又是该领域中备受关注的问题。
本文简要论述了CMP的多级Cache存储结构,多级结构引起了Cache一致性问题,一致性协议的选取对CMP系统的性能有重要影响。
使用何种Cache一致性模型以及它的设计方案是本文重点研究的内容。
关键词:CMP;Cache一致性;存储器;协议;替换策略Cache consistency problem and solving methodAbstract Cache consistency refers to the data in the cache memory must be synchronized with the data in memory (the same).Multi·core processor was the integration of multiple computing cores on a single processoL which improved processor computing ability through the parallelcomputing Technology of multi-coreprocessors.Single chip multi-processorarchitecture(CMP-ChipMulfiprocessor)was hot spots in this area.The CMPmulti-level Cache storage structure was briefly discussed in this paper,which led to Cache coherence problem,the selection of consistency protocol had a major impact on the performance of the CMP system.The selection of model of theCache Coherence and methods of its design will have a significant impact ofoverall design and development of CMPKey words:CMP Cache; consistency; memory; protocol; replacement strategy1引言在过去的二十年中,计算机处理器设计工艺和处理器体系结构发展迅速,计算机也能够完成所赋予它的大部分任务。
多核处理器及其Cache一致性机制
由于 指令 级 并 行需 要 的硬 件 资源 最 少 , 处理 器 微体 系结 构 中 , 早 在 最 出现 的并 行技 术就 是指 令级 并行 , 而实 现指 令级 并行 通 常采用 的是 V I ( LW 超 长指令 字 ) 技术 和S pr saa( 标量 ) u e— clr超 技术 。 V uw : 处理 器在 处理 一 个 长指令 字 中赋 予编 译程 序 控制 所有 功能 单元
多 核处 理 器 结 构不 仅 有 性 能潜 力 大 、 成度 高 、 集 并行 度 高 、 结构 简 单
指令 , 以获 得 并 行性 。 2线程 级 并行 .
和设计验证方便等诸多优势 , 而且它还能继承传统单核处理器研究 中的某些 成果, 例如 同时 多线 程 、 低 功 耗等 。 减压 但多 核 处理 器 毕竟 是 一种 新 的结 构给多 核处理器 的未来提出了挑战。
1前 言 .
自从计算机诞生 以来 , 推动处理器高速发展的动力主要来源于两个方
面 : 电子 技术 的 巨大 进 步 和处 理 器体 系 结 构 的演 化和 发 展 , 微 而这 两 个 动力 则促成 了多 核处理 器 技 术 的 出现和 发展 。 多 内 核是 在 一 个 处理 器 中集 成两 个 或 多 个 完整 计 算 引擎 , 内核 。 即 而 多核处 理器 则是 将 多个 功能 完全 的 核心 集成 在 同一个 芯 片上 , 个芯 片作 为 整
的能力 , 使得被编译的程序能够精确地调度在何处执行每个操作、 每个寄存 器存储器读写和每个转移操作 。 S p r saa : u e — clr 由于各个指令之间可能用到不同的数据单元, 所以通过 次发射多个指令来获取指令级的并行。 此技术 , 主要是依靠运行时的复杂 硬件 逻 辑 , 打乱 指令 的执 行 顺序 , 发射 阶段 同时 发射 多个 使 用不 同资 源 的 在
多核处理器cache一致性技术综述
多核处理器cache一致性技术综述摘要:本文介绍了实现多核处理器cache一致性的基本实现技术,并分析了其存在的问题。
根据存在的问题,介绍了几种最新的解决方案。
关键词:cache 一致性监听协议目录协议性能能耗1 基本实现技术:实现cache一致性的关键在于跟踪所有共享数据块的状态。
目前广泛采用的有以下2种协议,它们分别使用不同的技术跟踪共享数据:1.监听协议( Snooping)处理器在私有的缓存中保存共享数据的复本。
同时处理器对总线进行监听,如果总线上的请求与自己相关,则进行处理,否则忽略总线请求信号。
2.目录式(Directory based)使用目录来存放各节点cache中共享数据的信息,把cache一致性请求只发给存放有相应数据块的节点,从而支持cache的一致性。
下面分别就监听协议和目录协议做简单的介绍:1.1 监听协议监听协议通过总线监听机制实现cache和共享内存之间的数据一致性。
因为其可以通过内存的总线来查询cache的状态。
所以监听协议是目前多核处理器主要采用的一致性技术。
监听协议有两种。
一种称为写无效协议(write invalidate protocol) ,它在处理器写数据块之前通过总线广播使其它该数据的共享复本(主要存储在其它处理器的私有缓存中)变为无效,以保证该处理器能独占访问数据块,实现一致性。
另一种称为写更新(write update) ,它在处理器写入数据块时更新该数据块所有的副本。
因为在基于总线的多核处理器中总线和内存带宽是最紧张的资源,而写无效协议不会给总线和内存带来太大的压力,所以目前处理器实现主要都是应用写无效协议。
读请求:如果处理器在私有缓存中找到数据块,则读取数据块。
如果没有找到数据块,它向总线广播读缺失请求。
其它处理器监听到读缺失请求,则检查对应地址数据块状态:无效状态下,向总线发读缺失,总线向内存请求数据块;共享状态下,直接把数据发送给请求处理器;独占状态下,远端处理器节点把数据回写,状态改为共享,并将数据块发送给请求处理器。
Cache一致性问题分析
二、并行系统中的高速缓存一致性问题和解决 方法
2-1、并行系统的特点;
2-2、Cache一致性问题的发现 ;
2-3、分析Cache的一致性问题 ;
2-4、产生高速缓存( Cache )不一致的三个原因 ;
2-5、解决高速缓特点
与单机系统相比,并行系统具有自身的显著特点: (1)具有多个 CPU,同一时刻可以有多个进程同时 进行; (2)各个处理机具有共享内存或私有局部内存,或 两者兼备; (3)各个处理机具有本地高速缓存; (4)各个处理机之间通过共享总线或交换网络进行 通讯,交换数据; 所以除了主存与高速缓存之间可能产生不一致的情况 之外,高速缓存与高速缓存之间也可能存在不一致的情况。
分段 LRU算法基于次数的替换算法 LFU是选择缓存中被 访问次数最少的块为被替换块的替换算法。这种算法中,要为 每个缓存块维护一个计数器,记录该块的被访问次数。在替换 时,选择被访问次数最少的块进行替换。这种算法有两个缺点: 第一,维护和利用访问次数比访问时间困难的多;第二,当某 些短期内被访问多次,却在以后不再被访问的块会长期占据缓 存,降低缓存的利用率。为了解决这些问题,LFU算法在实际 应用中要进行适当的改进。 以上介绍的替换算法在替换时都只是利用缓存块被访问的 状态信息(如访问时间、访、问次数等),没有考虑这些访问 可能来自不同的程序,而且这些不同的应用程序可能具有不同 的数据访问特征,因此这些算法存在如下几个问题: 1、某些应用程序的访问局部性比较差,如果缓存这些访问 应用访问的块,会将其它应用的具有较高缓存价值的块替换掉, 降低缓存的有效性。例如,一些大型文件系统的顺序访问可能 会将缓存中所有的块都替换出缓存,而代以将来可能不会
1-4、高速缓存的组成结构
高速缓冲存储器是存在于主存与CPU之间的一级存 储器, 由静态存储芯片(SRAM)组成,容量比较小但速 度比主存高得多, 接近于CPU的速度。 主要由三大部分组成: Cache存储体:存放由主存调入的指令与数据块。 地址转换部件:建立目录表以实现主存地址到缓存 地址的转换。 替换部件:在缓存已满时按一定策略进行数据块替 换,并修改地址转换部件。
高速缓冲存储器一致性
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I(Invalid):这行数据无效。
在该协议的作用下,虽然各cache控制器随时都在监听系统总线,但能监听到的只有读未命中、写未命中以 及共享行写命中三种情况。读监听命中的有效行都要进入S态并发出监听命中指示,但M态行要抢先写回主存;写 监听命中的有效行都要进入I态,但收到RWITM时的M态行要抢先写回主存。总之监控逻辑并不复杂,增添的系统 总线传输开销也不大,但MESI协议却有力地保证了主存块脏拷贝在多cache中的一致性,并能及时写回,保证 cache主存存取的正确性 。
在MESI协议中,每个Cache line有4个状态,可用2个bit表示,它们分别是:
M(Modified):这行数据有效,数据被修改了,和内存中的数据不一致,数据只存在于本Cache中。
E(Exclusive):这行数据有效,数据和内存中的数据一致,数据只存在于本Cache中。
S(Shared):这行数据有效,数据和内存中的数据一致,数据存在于很多Cache中。
一个完整的一致性模型包括高速缓存一致性及存储同一性两个方面,且这两个是互补的:高速缓存一致性定 义了对同一个存储进行的读写操作行为,而存储同一性模型定义了访问所有存储的读写行为。在共享存储空间中, 多个进程对存储的不同单元做并发的读写操作,每个进程都会看到一个这些操作被完成的序。
多Cache一致性目录协议监听协议
多Cache一致性目录协议监听协议协议名称:多Cache一致性目录协议监听协议1. 引言本协议旨在定义多Cache一致性目录协议(Multi-Cache Coherence Directory Protocol)的监听机制,以确保多个Cache之间的数据一致性。
2. 监听协议概述2.1 监听目的本监听协议的目的是实现多Cache一致性目录协议中的监听机制,以确保Cache之间的数据一致性和正确性。
2.2 监听参与方本监听协议涉及的参与方包括:- Cache节点:存储数据的缓存节点。
- 目录节点:维护数据的一致性目录的节点。
2.3 监听原则本监听协议遵循以下原则:- Cache节点必须监听目录节点的变化,以获取最新的数据状态。
- 目录节点必须监听Cache节点的操作,以维护一致性目录的正确性。
3. 监听协议详述3.1 Cache节点的监听Cache节点必须监听目录节点的变化,以确保数据的一致性和正确性。
具体监听过程如下:- 当目录节点接收到来自其他Cache节点的写请求时,目录节点将更新一致性目录,并向所有Cache节点发送更新通知。
- Cache节点接收到目录节点的更新通知后,将更新本地存储的数据状态,并执行相应的操作,以保持数据一致性。
3.2 目录节点的监听目录节点必须监听Cache节点的操作,以维护一致性目录的正确性。
具体监听过程如下:- 当Cache节点执行写操作时,Cache节点将向目录节点发送写请求。
- 目录节点接收到Cache节点的写请求后,将更新一致性目录,并向所有Cache节点发送更新通知。
4. 监听协议的通信机制4.1 目录节点与Cache节点的通信目录节点与Cache节点之间的通信可以采用以下机制之一:- 基于消息队列:目录节点和Cache节点之间通过消息队列进行通信,目录节点将更新通知和写请求发布到消息队列,Cache节点订阅消息队列以接收更新通知和写请求。
- 基于事件驱动:目录节点和Cache节点之间通过事件驱动机制进行通信,目录节点将更新通知和写请求作为事件触发,Cache节点注册相应的事件处理程序以接收更新通知和写请求。
多Cache一致性目录协议监听协议
多Cache一致性目录协议监听协议协议名称:多Cache一致性目录协议监听协议1. 引言本协议旨在定义多Cache一致性目录协议的监听机制,确保在多Cache系统中对共享数据进行访问时的一致性和正确性。
2. 监听协议概述2.1 监听协议的目的监听协议的目的是为了实现多Cache一致性目录协议中的监听功能,确保在多个Cache之间对共享数据的修改和访问进行同步和协调。
2.2 监听协议的参与方本协议涉及的参与方包括:- Cache节点:即多Cache系统中的各个缓存节点,负责存储和处理数据。
- 目录节点:负责维护共享数据的目录信息,记录数据的拥有者和副本位置等信息。
3. 监听协议详述3.1 监听机制3.1.1 监听事件监听协议中定义了以下事件:- 数据修改事件:当某个Cache节点修改了共享数据时,触发该事件。
- 数据访问事件:当某个Cache节点访问了共享数据时,触发该事件。
3.1.2 监听操作监听协议中定义了以下操作:- 数据修改监听操作:当一个Cache节点修改了共享数据时,它需要向目录节点发送数据修改请求,并等待目录节点的响应。
- 数据访问监听操作:当一个Cache节点访问共享数据时,它需要向目录节点发送数据访问请求,并等待目录节点的响应。
3.2 监听协议流程3.2.1 数据修改监听流程以下是数据修改监听的流程:1. Cache节点A修改共享数据。
2. Cache节点A向目录节点发送数据修改请求,包括修改的数据内容和相关信息。
3. 目录节点接收到数据修改请求后,检查目录信息,确定数据的拥有者和副本位置。
4. 目录节点将数据修改请求转发给数据的拥有者和副本位置的Cache节点。
5. 数据的拥有者和副本位置的Cache节点接收到数据修改请求后,对数据进行更新。
6. 数据的拥有者和副本位置的Cache节点向目录节点发送数据修改完成的通知。
7. 目录节点接收到数据修改完成的通知后,向Cache节点A发送修改完成的响应。
多核cpu同步机制
多核cpu同步机制
多核CPU同步机制是指在多核处理器中,不同核心之间如何协
调和同步数据以确保正确的执行顺序和结果。
在多核CPU中,每个
核心都可以独立地执行指令,因此需要一些机制来确保数据的一致
性和正确性。
一种常见的多核CPU同步机制是使用缓存一致性协议。
在这种
机制下,每个核心都有自己的缓存,当一个核心修改了内存中的数
据时,需要通知其他核心使其缓存中的数据失效,或者更新其他核
心的缓存。
这样可以确保所有核心看到的数据是一致的。
另一种同步机制是使用原子操作和锁。
原子操作是不可分割的
操作,能够确保多个核心同时对同一数据进行操作时不会产生冲突。
锁则可以用来保护临界区,确保同一时间只有一个核心可以访问关
键资源,防止数据竞争和不一致的结果。
除此之外,还有一些硬件级的同步机制,比如使用总线锁定或
者基于消息传递的同步方式。
总线锁定可以确保多个核心对同一内
存位置进行操作时的顺序,而基于消息传递的同步方式则是通过发
送消息来通知其他核心进行同步操作。
总的来说,多核CPU同步机制涉及到缓存一致性、原子操作、锁和硬件级的同步方式等多个方面,以确保多核处理器能够正确、高效地执行并发任务。
这些机制的设计和实现需要考虑到性能、成本和复杂度等因素,以满足不同应用场景的需求。
系统结构实验二报告 多Cache一致性 —— 目录协议
实验二多Cache一致性——目录协议一、实验目的1、加深对多Cache一致性的理解。
2、进一步掌握解决多Cache一致性的目录协议的基本思想。
3、掌握在各种情况下,目录协议是如何工作的。
能给出要进行什么样的操作以及状态的变化情况。
二、实验内容及步骤2.1、模拟器使用方法简介该模拟器模拟4个CPU(A、B、C、D)访存的工作过程。
每个CPU中都有一个Cache,该Cache包含有4个块,其块地址为0-3。
分布式存储器中有32个块,其块地址为0-31。
每个块状态用色块表示,其中灰色为“无效”状态,淡青色为“共享”状态,橘红色为“独占”。
主存中块的状态由其右边的目录项的颜色来表示,未缓冲状态由黄色来表示,其他两种状态同Cache块。
对于每一个CPU都可以指定所要进行的访问是读还是写(从列表中选),并在输入框中输入所要访问的主存块号,然后用鼠标单击在其右边的标有“↓”的按钮,模拟器就将开始演示该访问的工作过程。
2.2、目录协议基本思想(自己补充)2.3、实验步骤对于以下访问序列,写出目录协议所进行的操作。
实验二多Cache一致性——监听协议一、实验目的1、加深对多Cache一致性的理解。
2、进一步掌握解决多Cache一致性的监听协议的基本思想。
3、掌握在各种情况下,监听协议是如何工作的。
能给出要进行什么样的操作以及状态的变化情况。
二、实验内容及步骤2.1、模拟器简介该模拟器模拟4个CPU(A、B、C、D)访存的工作过程。
每个CPU中都有一个Cache,该Cache包含有4个块,其块地址为0-3。
集中共享存储器中有32个块,其块地址为0-31。
每个块状态用色块表示,其中灰色为“无效”状态,淡青色为“共享”状态,橘红色为“独占”。
对于每一个CPU都可以指定所要进行的访问是读还是写(从列表中选),并在输入框中输入所要访问的主存块号,然后用鼠标单击在其右边的标有“↓”的按钮,模拟器就将开始演示该访问的工作过程。
Cache的一致性问题
Cache的⼀致性问题Cache中的内容是主存中的副本。
访问数据是先访问Cache,Cache中没有再看主存中有没有。
当对cache中的内容更新时,就会存在cache和主存如何保持数据⼀致的问题。
此外,下列问题也会导致cache⼀致性问题。
多个设备都允许访问主存时,cache中的内容被cpu修改,⽽主存中的没有,同时该内容需要写⼊磁盘,此时从内存写⼊到磁盘的数据和cache(希望的数据)不⼀样。
当多个CPU都有各⾃的cache⽽共享主存时,若有⼀个cpu修改了⾃⾝cache中的内容,则对应的主存块和其他cpu中对应的cache⾏的内容都变为⽆效(共享数据,数据更改了,未及时更改的那些数据都没⽤了)Cache⼀致性问题的关键是处理好写操作。
全写法对写命中,写未命中的解释:cache的写命中和写未命中,就是磁盘或者内存上的存储区域之前有没有写过数据。
如果有,这次再写到相同的区域叫写命中;如果写到其他区域,叫写未命中。
写操作时,若写命中,则同时写cache和主存;若写不命中,则有以下两种⽅式。
写分配法:先更新主存中的数据,再将更新后的主存块装⼊到cache中。
可重复利⽤程序的局部性原理。
⾮写分配法:仅更新主存中数据不写⼊cache,可减少读⼊主存块的时间,但是没有很好地利⽤程序地局部性原理。
为减少写主存地开⼼,通常再cache和主存之间加⼀个写缓冲,写⼊cache时也写⼊缓冲中,然后由存储控制器将写缓冲中的数据写⼊主存。
(写缓冲的读取速度很快,远远⾼于对主存的读取速度)回写法CPU执⾏写操作时,若写命中,则信息只写⼊cache不写⼊主存;若写不命中,则在cache中分配⼀⾏,将主存块调⼊该cache⾏中并更新相应单元的内容。
该⽅式下,写不命中时通常采⽤写分配法进⾏写操作。
我个⼈理解,写命中就是这个数据在cahce和内存⾥,但是内容不对需要更新。
写未命中就是,这个数据不在内存,也不在cache,需要申请⼀块新的空间存放它。
5.3.5_Cache的一致性问题
5.3.5 Cache的一致性问题 Cache中的内容是主存的副本情况1:当Cache中的内容进行更新时,而没有改变主存中的相应内容时,Cache 和主存之间产生了不一致(inconsistent) 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 8 9 14 3Cache存储器 主存储器 写数据 Cache的一致性问题指什么? 5.3.5 Cache的一致性问题 Cache的一致性问题指什么? 情况2:当多个设备都允许访问主存时 例:I/O设备可通过DMA方式直接读写主存时,如果Cache中的内容被修改,则I/O设备读出的对应主存单元的内容无效;若I/O设备修改了主存单元的内容,则对应Cache行中的内容无效。
情况3:当多个CPU都有各自私有的Cache并且共享主存时 例:某个CPU修改了自身Cache中的内容,则对应的主存单元和其他CPU中对应的Cache行的内容都要变为无效。
5.3.5 Cache 的一致性问题 P3私有Cache 中的变量u 被更新后,各处理器读到的是不同的u 值处理器私有Cache 引入的问题• 同一变量拷贝可能出现在多个处理器私有Cache 中• 某处理器写操作可能对其它处理器是不可见的 程序不能容忍这样的错误, 但这种现象却很常见!I/O devicesMemoryP 1$ $$P2 P3 u :5u :512u :5 3u = 75u = ?4u = ?5.3.5 Cache 的一致性问题 需要研究Cache 写机制l● Write T hrough (写直达、写通过、直写) l● Write B ack (写回、一次性写、回写) 如何保持Cache 一致性呢? 当CPU 写存储地址命中Cache 时 如何保持。
Cache一致性
Cache⼀致性Cache⼀致性问题,主要是指由于某些操作导致Cache和内存(如DDR)之间的数据不⼀致,且我们⽆法正确取到最新的数据。
正常情况下,Cache控制器有⼀套完善协议去保证我们对内存读写操作的正确性。
但在某些复杂场景下,会发⽣cache⼀致性问题,此问题常发⽣在多核之间或使⽤DMA进⾏数据搬运前后。
本⽂主要讨论DMA搬运数据前后的cache⼀致性问题。
考虑如下场景:1)读0x80000000地址的数据2)经过⼀系列操作后,我们通过DMA将结果拷贝到0x80000000地址所在的内存3)读上⼀步中的结果分析:第1步,读操作会将内存中数据先加载到对应的cache(cache-line)中(cache操作都是以cache-line为最⼩单元进⾏操作的,常见的⼤⼩为64bytes),假设此时此地址的数据为0xFF,即cache中数据为0xFF;第2步,DMA对地址0x80000000写数据,由于DMA操作都是直接对物理内存进⾏操作的,即跳过cache,直接将内存中数据改写,假设为0x55。
那么此时便产⽣了cache⼀致性问题(cache中数据和内存中数据不⼀致,且cache并未更新数据状态(dirty))。
第3步,我们在代码中去访问此地址,由于cache状态未更新(cache控制器以为cache中数据是最新数据),从⽽读到错误数据。
解决:⼀般的,在遇到这种情况的时候,需要对cache进⾏flush或者invalidate操作。
通常可以在DMA写数据之前进⾏flush或者DMA写数据之后invalidate,具体需要看当时的实际情况。
但需要特别注意cache的invalidate操作,有较⼤风险引起“把有效数据⽆效掉”的问题。
备注:了解cache机制,推荐阅读下⼀章“Cache的⼏种读写机制”。
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x’
core1
x’
core2
……
x’
core3
I表示无效
4.写无效的问题 主要开销在两个方面: (1)作废各Cache副本的开销; (2)由作废引起缺失造成的开销,即处理 机需要访问已经作废的数据时将引起Cache的 缺失。
后果: 如果一个Core经常对某个块连续写,且Core 间对共享块的竞争较小,这时写无效策略维护 一致性的开销是很小的。如发生严重竞争,即 Core之间对某个地址的共享数据竞争,将产生 较多的作废,引起更多的作废缺失。结果是共 享数据在各Cache间倒来倒去,产生颠簸现象, 当缓存块比较大时,这种颠簸现象更为严重。
5. Write-Once一致性协议状态转移表
current command state P-Read P-Write 有效 有效 next state status action
P-Write
保留
必是局部进行, 有效 Read-hit 不影响有效状态 第一次写命中,用 保留 Write-hit 写通过法。同时修 改本地和主存副本 并广播Write-inv 使所有副本失效 第二次写命中,用 重写 Write-hit 写回法。但不修改 主存的副本
5. 写更新的问题 由于更新时,所有的副本均需要更新,开 销很大。
1.1 Cache Coherence问题 1.2 监听总线协议
1.2.1 写一次协议
1.3 基于目录的Cache一致性协议 1.4 三种Cache一致性策略
1.2 监听总线协议(Snoopy protocol)
通过总线监听机制实现Cache和共享存储 器之间的一致性。 适用性分析: 适用于具有广播能力的总线结构多Core系 统,允许每个Core监听其它Core的存储器访 问情况。 只适用于小规模的多Core系统。
(4)如果C1为Invalid,C2,C3没有东西, 这时memory中有这个地址的数据副本,从 memory中读取该副本到C1,再把要写的内容 写入C1,这时C1和memory内容不一致,把 C1的状态变为Dirty。 (5)如果C1为Invalid,C2为Dirty,这时 memory中内容和C2中的内容不一致,把 C2→C1,再把要写的内容写入C1, C1→Dirty,发Read-inv使其它所有Cache的副 本变成无效状态。
(续表)
current command state P-Write 重写 next state status action 第二次以后更多的 重写 Write-hit 写命中,用写回法。 无状态改变。 写缺失时,则从主存 保留 Write-miss 或远程Cache送来副本 。并广播Read-inv 使所有其它副本无效。
1.1.3 两种设计Cache一致性协议策略
1.写无效(write invalidate) 任一core写它的私有Cache时,它都使所有 其它的Cache中的副本失效。 对Write-through,它也更新memory中的副 本(最终是一个Cache中的副本和memory中的 副本是有效的)。 对Write-back,它使memory中的副本也失 效(最终只有一个Cache中的副本是有效的)。
x
C2
C1
x
x
C3
x
core1
valid
core2
core3
C1中的副本和memory中一致
memory
x’
C2
C1 x’
I
C3
I
core1
Reserved
core2
core3
Invalid
C1中的副本和memory中一致,都正确
memory
x’
C2
C1 x’’
I
C3
I
core1
Dirty
x …… 总线 x P1 x P2 …… x P3 Cache 核 共享存储器
下图表示core1进行写无效操作后的情形。 写通过:
x’ ……
x’
core1
I
core2
……
I
core3
I表示无效
写回:
I ……
x’
core1
I
core2
……
I
core3
I表示无效
下图表示core1进行写更新操作后的情形 (写通过)。
(6)如果C1为Invalid,C2为Reserved,这 时memory中的内容和C2内容一致,把 C2→C1,再把要写的内容写入C1,这时C1 与memory内容不一致,使C1→Dirty,发 memory C1→Dirty Read-inv使其它所有Cache的副本变成无效状 态。
C1的三种状态的图示: memory
(3)重写(dirty state):Cache副本不止 一次被修改过,由于不再采用写通过方法, 所以这个Cache副本是唯一的副本。与存储 器和其它的Cache副本都不一致。主存储器 中的副本也是无效的。 (4)无效(invalid state)与存储器或其它 的Cache副本不一致,或在Cache中找不到。
3. I/O操作(绕过Cache的I/O操作)
core1 x core2 x core1 c1 x core2 c2 x 总线 x’ x 存储器 I/O 存储器 x’ 输入 x 存储器 x 输出 core1 x’ core2 x
写通过
写回
上图中: 中间图为:当I/O处理机将一个新的数据x’ 写入主存储器时,绕过采用写通过策略的 cache,则C1和共享存储器之间产生了不一 致。 右图为:直接从主存储器输出数据时(绕 过Cache),与采用写回策略的高速缓存产 生不一致性。
P-Write
无效
(续表)
current command state P-Read 无效 next state status action 读缺失时,如远程Cache 有效 Read-miss 中没有重写副本,则主 存中一定有一份正确的 副本,供给发请求的 Cache。如远程的Cache 有重写的副本,则它禁 止主存操作,并将副本 发给请求的Cache,两种 情况均使发请求的Cache 得到的副本为有效。
1.1 Cache Coherence问题
1.1.1 Cache Coherence问题的提出
在多核和多处理器系统中,多个Cache对 应的copy内容应该一致,如下图:
这几个copy 应该一致
Memory
Cache …… core core core
Cache
Cache
1.1.2 多个Cache不一致的原因
1.共享可写数据的不一致性(sharing of writable data)
核 Cache core1 x core2 x core1 x’ core2 x core1 x’ core2 x
shared memory
x
x’
x
更新前
写通过
写回
2.进程迁移的不一致性
核 Cache core1 x core2 core1 x core2 x’ core1 x’ core2 x
2.写更新(write update) 任一处理器写它的私有Cache时,它都立即 更新所有其它的Cache中的副本。 对Write-through,它也更新主存储器中的副 本。 对Write-back,对存储器中副本的更新延迟 到这个Cache被置换的时刻。
3. 示意图 下图表示数据块x在共享存储器和三个核的 Cache中的副本一致的情形。
写的情况: (1)如果C1为Valid,写C1,则Write hit, 发P-write修改C1内容,修改memory,发 Write-inv(4)给所有Cache,C1变成Reserved状 态。 (2)如果C1为Reserved,写C1,则Write hit, 发P-write修改C1内容,不修改memory,C1状 态变为Dirty。 (3)如果C1为Dirty,写C1,则Write hit, 发P-write修改C1内容,不修改memory,状态 仍为Dirty。
1.2.1 写一次(write-once)协议
写无效监听一致性协议,将写通过和写回 策略结合。 为了减少总线流量,高速缓存块的第一次 写用写通过方法,产生一份正确的主存储器 副本,并使其它的Cache中的副本无效,之 后就采用写回方法更新Cache与主存储器。
1. 一致性协议的内容 一致性协议包括: (1)Cache可能出现的状态集合 (2)共享主存的状态 (3)为维护一致性而引起的状态转换。
多核、多处理机体系结构中的 Cache 一致性
1.1 Cache Coherence问题
1.1.1 Cache Coherence的提出 1.1.2 多个Cache不一致的原因 1.1.3 两种设计Cache一致性协议策略
1.2 监听总线协议 1.3 基于目录的Cache一致性协议 1.4 三种Cache一致性策略
(5)如果C1为Invalid,C2为Dirty,则读C1 时Read miss,这时只有C2中的内容是正确的, 要发Read-blk信号把副本从C2读到C1,同时 修改memory,把C1,C2都改为Valid(程序 状态转移图中P-Read(2)使C1→Valid,Readblk(3)使C2 →Valid)。 (6)如果C1为Invalid,C2为Reserved,则 读C1时Read miss,这时发Read-blk信号把 C2→C1,C1,C2都改为Valid,其中Readblk(3)负责把C2由Reserved→Valid,P-Read(2) 负责把C1由Invalid→Valid。
6. 一个具体的例子 如下图的系统:
Memory C1 C2 C3
Core1
Core2
Core3
读的情况: (1)如果C1为Valid,读C1,则Read hit, 状态不变。 (2)如果C1为Reserved,读C1,则Reaห้องสมุดไป่ตู้ hit, 状态不变。 (3)如果C1为Dirty,读C1,则Read hit, 状态不变。 (4)如果C1为Invalid,C2和C3没有东西, 则读C1时Read miss,这时只有memory中有正 确的副本,把它取到C1,C1改为Valid(PRead负责实现状态的改变)。