cache合并
cache原理
cache原理
Cache（缓存）是一种计算机系统的重要组成部分，它可以大幅提升计算机系统的性能。
下文将对Cache的基本原理、Cache的结构以及Cache的实现方式进行论述。
一、Cache的基本原理
Cache通常位于CPU和主内存之间，是一块较小的高速存储器。
它的作用是为了减少CPU访问主内存的次数，提高存取速度。
Cache 的原理是使用特定的技术在CPU和主内存之间建立一个缓冲层，用以缓存CPU访问过的数据。
由于Cache的存储容量远远小于主内存，因此Cache通常只能把用户最近访问、最频繁访问的数据缓存起来，从而加快数据的存取速度，提高CPU的处理性能。
二、Cache的结构
Cache由内存块、标签存储器和替换算法三部分组成。
内存块主要存放缓存数据，标签存储器用于记录内存块中缓存数据的地址、标签信息以及有效位，替换算法用于当内存块满时选择一块内存块将其替换出去。
三、Cache的实现方式
Cache的实现方式主要有两种：直接映射和全相联映射。
直接映射是将主存中的数据一一映射到Cache中，只要知道主存中数据的地址，就可以直接找到Cache中的数据；而全相联映射则在Cache中设置一组控制位，将主存中的数据按照统一的算法映射到Cache的几个块中，在进行Cache搜索时，先查找控制位，再查找Cache中的数据，
以确定数据是否在Cache中。
四、总结
以上是Cache的原理和实现方式，Cache能有效的加快CPU的存取速度，提高处理性能。
只要掌握Cache的基本原理，就可以灵活运用，从而更好的提升计算机系统的效率。
一种面向写穿透Cache的写合并设计及验证
关键 词 ：写 穿透 ； 写合 并 ； 处理 器 ； 同步读 写存储 器； 写效 率 读 中图分 类号 ：ＴＰ ０ 文献标 志码 ：Ａ 文 章编 号 ：０ ５ － ８ Ｘ（ ０ ０ ０ －０ １０ ３２ ２ ３９ ７ ２ １ ） ４０ ０ —４ Ａ ｒ ｔ ａ ｅ ｃ ｎ ｓ ｇ ｎ ｒ ｆｃ ｔｏ ｏ ｒ ｔ － Ｗ ｉｅ Ｃｏ ｌｓ ｉ ｇ Ｄｅ ｉ ｎ ａ ｄ Ｖｅ ｉｉ ａ ｉ ｎ ｆ ｒ Ｗ ｉｅ Ｔｈｒ ｕ ｈ Ｃａ ｈｅ ｏｇ ｃ
Ｍ ＥｌＫ ｕ ｚ ｉ Ｌ１Ｇｕ ｈ ｉ ＺＨＡＮＧ ｎ ｉｈ 。 ｏ ｕ ， Ｂｉ
（ ｎ ｔｔ ｔ ｆＡｒｉｃａ ｎ ｅｌ ｅ ｃ ｎ ｂ ｔ ｓ Ｉ ｓｉｕ ｅｏ ｔｆ ｉｌＩ ｔｌｉ ｎ ｅａ ｄ Ｒｏ ｏ ｉ ，Ｘｉａ ｉｏ ｏ ｇＵ ｎｖ ｒ ｉｙ ｉ ｇ ｃ ｎ Ｊａ ｔ ｎ ｉｅｓｔ ，Ｘｉ ｎ ７ ０ ４ １ ０ ９，Ｃｈｎ ａ ｉａ）
存 与 内存 的数据 一致性 策略 ． 寄存 器传输 语 言（ ＴＬ 仿真 环境 下使 用 ｍｐ 在 Ｒ ） ３解码 对 Ｌ ｏ ２处理 器 ｅｎ
进行 数据 测试 ， 果表 明 ： 结 在缓 冲 区优 化 为 ３行 ８列 的 参数 下 ，ＤＲ Ｓ ＡＭ 每 次行 开启 平 均进 行 ７８ ． 个 字的写入 操作 ， 外存 的读 写 效 率 由 １ 提 高到 １ ； ＴＳ ． ８ｐ ． 艺下 ， ２ Ａ ０ ９ 在 ＭＣ ０ １ ｔ ｙ ｍ － 综合 后 面 积 为
ｒ ｗ ｒ － ｈ ｒ ｅ ｎ ｈ ｃ ｅ ｓｎ ｆｉｉ ｎ ｙ ｉ ｃ ｅ ｓ ｓ ｆ ｏ １ ｔ ９ ｏ ｐ ｅ ｃ ａ ｇ ，ａ ｄ ｔ ｅ ａ ｃ ｓ ｉ ｇ ｅ ｆｃｅ ｃ ｎ ｒ ａ ｅ ｒ ｍ ２ ｏ １ ａ ０ Ｈｚ ａ ｄ ｔ ａ ｔ１ ０ Ｍ ， ｎ ｈ ｔ
CACHE的一些基本概念
在CACHE中发现一个位置，并把新的cache数据存到这个位置的过程。
这个处理过程可能包括evicting（驱逐）cache中已存在的数据，从而为新的数据腾出空间。
Associativity指每个Set（集）里包含的line frames（行帧）数。
也就是cache的way（路）数。
Capacity miss容量失效因为cache的容量限制，导致不能包括一个程序的整个working set（工作集），从而造成cache失效。
这是三个cache失效原因（容量、强制、冲突）之一。
Clean干净一个有效的cache行，它的内容没有被更高层内存或CPU修改写过，我们称这个cache行是“干净”的，显然相反状态是dirty（“脏”）Coherence一致性如果读内存任意地址的数据返回的总是这个地址的数据最近的更新，我们说内存系统是一致的。
存取指CPU和EDMA等的存取。
Compulsory miss强制失效有时称为首次引用失效。
强制失效是一种肯定发生的一种失效，因为数据事先从没有使用过也就没有机会被cache。
但有些情况也被称为强制失效，尽管它们不是第一被引用的数据，比如对非写定位的cache进行同一位置的重复写，以及对一个不被cache内存区域的存取。
这是三个cache失效原因（容量、强制、冲突）之一。
Conflict miss 冲突失效由于Associativity的限制导致的而非容量限制造成的cache失效。
Direct-mapped cache直接映射cache直接映射cache映射低层内存的每个地址到cache的一个单一位置。
这样低层内存的多个地址可能被映射到cache中的同一位置上。
它相当于1-way set-associative cache。
对writeback回写cache，写到达多级存储结构的某一层，并更新这一层内容，但并不更新更低层的内存，这样，当一个cache行有效并包含更新后的数据，但却不更新下一更低层的内存，我们说这个cache是“脏”的，显然一个有效行的相反状态是“干净”。
组相联和全相联的cache基本替换原则
组相联和全相联的cache基本替换原则以组相联和全相联的cache基本替换原则Cache是计算机中常见的一种高速缓存技术，用于存储处理器经常访问的数据。
为了提高cache的效率和性能，需要对其进行替换。
替换策略是指在cache中存储数据时，如果cache已经满了，需要决定哪些数据需要被替换出去，以腾出空间存储新的数据。
在cache中，有两种基本的替换策略：组相联和全相联。
组相联替换原则组相联替换原则是指在cache中，将cache划分为多个块组，每个块组包含多个缓存块。
在块组中，每个缓存块都有一个标记，用来标识块组中存储的数据。
当cache满了时，需要替换数据时，会先确定要替换的块组，然后在该块组中选择要替换的缓存块。
组相联替换原则的主要优点是空间效率高，因为一个块组可以存储多个缓存块。
此外，由于cache中的数据是按块组存储的，因此在访问相邻的缓存块时，可以利用块组中的数据，从而提高cache的效率。
但是，组相联替换原则也有一些缺点。
首先，由于cache是按块组存储的，因此在访问不同块组中的数据时，需要进行额外的寻址操作，从而降低cache的效率。
其次，由于cache中的数据是按块组存储的，因此当多个块组中的数据需要被替换时，会产生冲突，从而降低cache的效率。
全相联替换原则全相联替换原则是指在cache中，所有缓存块都可以相互替换。
在全相联替换中，每个缓存块都有一个标记，用来标识存储在cache 中的数据。
当cache满了时，需要替换数据时，会在所有缓存块中选择一个可用的块，用来存储新的数据。
全相联替换原则的主要优点是效率高，因为所有缓存块都可以相互替换。
此外，由于cache中的数据是按照标记存储的，因此在访问cache中的数据时，可以直接进行寻址操作，从而提高cache的效率。
但是，全相联替换原则也有一些缺点。
首先，由于所有缓存块都可以相互替换，因此在访问不同的数据时，需要进行额外的寻址操作，从而降低cache的效率。
适用于嵌入式系统的slab分配器的设计与实现
适用于嵌入式系统的slab分配器的设计与实现随着硬件技术的发展和内存容量的扩大，操作系统中内存管理技术日趋完善。
但是在嵌入式领域中，硬件性能和内存容量远远落后于PC机，其内存管理受到多种因素制约，若直接采用操作系统中的内存管理技术，不仅难以达到预期效果，而且会影响嵌入式系统的性能。
在嵌入式系统内存管理设计过程中，发现操作系统中的slab分配器虽然在PC机上有良好的性能，但是在嵌入式系统中不但不能发挥其优势，还降低了系统的整体性能。
本文通过分析，指出了slab分配器的不足，并给出相应的解决方案。
实验结果表明，slab分配器经过改进可适用于嵌入式系统。
1 slab分配器分析操作系统内核运行时会频繁地为某些对象分配内存空间，而这些对象往往只需要几十或几百KB的空间，如果直接采用页面管理器进行内存分配，将产生很多内存碎片，造成严重的内存浪费。
slab分配器支持细粒度的内存分配，较好地解决了此问题。
由于性能优越，slab被Linux、FreeBSD等操作系统采用，是目前应用最广的内核内存管理器之一.1.1 slab分配器设计思想基于页面分配器,将一页或几页的内存组织起来，划分成一定数量的小块内存，这种连续的页面称之为slab.它为内核中使用频繁的对象建立专门的缓冲区（cache），每种类型的对象都有自己专用的cache一个cache管理着多个slab,每个slab又管理着多个对象。
slab的大小与所管理对象的大小有关。
根据slab管理对象的分配情况，可将每个cache中的slab分为3类:（1）slab管理的对象已经完全分配，没有空闲的对象；（2）slab管理的对象部分分配，还有部分空闲对象；（3）slab中的对象都未分配，都是空闲对象。
不同的slab分别放入不同的队列中，即每个cache管理3个slab队列，cache与cache之间的关系如图1虚框①内所示，cache与slab的关系如图1虚框②内所示。
存储之Cache
存储之CacheCache存在的意义：根据局部性原理，对于当前访问的存储位置，接下来，它很可能会被多次访问（时间局部性），它的相邻位置也可能会被访问（空间局部性）。
由于访问内存的速度远⼤于访问寄存器，所以在⼆者之间设置cache，来暂存⼀部分指令或数据。
内存：假设每个内存地址有m位，那么共有M=2m个不同的地址，即内存容量为M字节。
如下图所⽰，m位地址划分为t位标记、s位组索引和b位块偏移，⽤于描述该地址所存数据(⼤⼩为byte)的副本在cache中的位置。
Cache：使⽤元组(S,E,B,m)来描述，具体为：S=2s表⽰Cache共有S个⾼速缓存组(cache set)E表⽰每组均有E个⾼速缓存⾏(cache line)B=2b表⽰每⾏均包含⼤⼩为B个字节的⾼速缓存块(block)总容量为C=S∗E∗B个字节特别注意：每个cache line包含两部分，有效位/标记位+⾼速缓存块；通常说line size是指⾼速缓存块的⼤⼩，即B假设指令指⽰CPU从地址A读取⼀个数据，CPU将地址A发送到Cache，如果Cache含有该数据的副本，它将⽴即返回数据给CPU；那么Cache如何找到该数据的呢？组选择，Cache根据地址A中的s位组索引定位到组⾏匹配，Cache根据地址A中的t位标记位定位到⾏（注意：当且仅当该⾏设置了有效位，并且该⾏的t位标记位与地址A的t位标记位完全相同时，该⾏才包含所需数据副本）取数据，Cache根据地址A中的b位块偏移定位到该数据在block中的位置Cache与内存的映射关系⾸先要明确，cache有多个组，每个组有⼀个或多个⾏；内存有多个块，每个块的⼤⼩为B（即line size），块的数量为2m/B；映射关系是内存块与cache line的映射⼀、直接映射⾼速缓存E=1，即cache中每组只有⼀⾏（即查取数据时没有⾏匹配过程）。
⽐如(S,E,B,m)=(4,1,2,4)，即cache有4组/4⾏，内存有8块，则映射关系如下：⼆、全相联⾼速缓存S=1，即只有⼀个组；所以，查取数据时没有组选择过程，定位数据副本过程如下：三、组相联⾼速缓存Cache包含多个组，每组⼜有多个⾏，所以查取数据时组选择、⾏匹配都不会少，过程如下：理解关键：以上就是CSAPP对cache的主要描述，此时我们对cache的实现原理已经⽐较清楚了，但是有个很关键且令⼈困惑的问题：⼀直在说查取数据，cache与内存的三种映射关系并没有体现出来！我们在各种资料上常见的三张映射关系图，如何与上述知识对接呢？关键就在于t位的标记位！⾸先，t=m−s−b，它的含义是每⾏(或者说每个cache line)可以与2t=MS⋅B种不同的内存块产⽣映射关系(注意，是种，不是个)。
计算机系统结构(高教版)张晨曦 习题答案 第五章
5.1 解释下列术语多级存储层次：由若干个采用不同实现技术的存储器构成的存储器系统，各存储器处在离CPU不同距离的层次上。
使得靠近CPU的存储器速度较快，容量较小。
整个存储系统的速度接近与离CPU最近的存储器的速度，而容量和每位价格接近于最低层次的容量和价格。
全相联映像：指主存中的任一块可以被放置到Cache中的任意一个位置。
直接映像：指主存中的每一块只能被放置到Cache中唯一的一个位置。
组相联映像：指主存中的每一块可以被放置到Cache中固定的一个组中的任意位置。
替换算法：由于主存中的块比Cache中的块多，所以当要从主存中调入一个块到Cache中时，会出现该块所映像的Cache块位置已经被占用的情况。
替换算法即解决如何选择替换块的问题。
LRU：最近最少使用法。
选择近期最少被访问的块作为被替换的块。
写直达法：在执行“写”操作时，不仅把信息写入Cache中相应的块，而且也写入下一级存储器中相应的块。
写回法：只把信息写入Cache中相应的块，该块只有在被替换时才被写回主存。
按写分配法：在写失效时，先把所写单元所在的块从主存调入Cache，然后再进行写入。
不按写分配法：写失效时，直接写入下一级存储器而不将相应的块调入Cache。
命中时间：CPU所要访问的块在Cache中，确认并取走所花费的时间开销。
失效率：CPU一次访存不命中的概率。
失效开销：CPU一次访存不命中，而额外增加的访存开销。
强制性失效：当第一次访问一个块时，该块不在Cache中，需从下一级存储器中调入Cache。
容量失效：如果程序执行执行时所需的块不能全部调入Cache中，则当某些快被替换后，若又重新被访问，就会发生失效。
冲突失效：在组相联或直接映像Cache中，若不多的块映像到同一组中，则会出现该组中某个块被别的块替换，然后又重新被访问的情况。
2：1 Cache经验规则：大小为N的直接映像Cache的失效率约等于大小为N/2的2路组相联Cache的失效率。
cache工作原理
cache工作原理1. 概述Cache是计算机系统中的一种高速缓存存储器，用于提高数据访问速度。
它位于主存和CPU之间，用于存储最常用的数据和指令。
Cache工作原理是通过在高速缓存中存储最常访问的数据，以便CPU能够更快地访问这些数据，从而提高系统的整体性能。
2. Cache的结构Cache通常由多级结构组成，其中包括L1、L2、L3等多级缓存。
每一级缓存都有不同的大小和访问速度，越靠近CPU的缓存级别越小且速度越快。
一般来说，L1缓存是最小且最快的，L3缓存是最大且最慢的。
3. Cache的工作原理当CPU需要访问数据时，它首先会检查L1缓存。
如果数据在L1缓存中找到，CPU就可以直接从缓存中读取数据，这样可以大大提高访问速度。
如果数据不在L1缓存中，CPU会继续检查更大的L2缓存，以此类推，直到找到数据或者最后一级缓存。
如果数据在任何一级缓存中找到，CPU会将数据加载到更靠近CPU的缓存级别中，并从缓存中读取数据。
如果数据在所有缓存中都找不到，CPU将从主存中读取数据，并将其加载到L1缓存中，以备将来的访问。
4. Cache的命中和未命中当CPU在缓存中找到所需的数据时，称为“命中”。
如果数据不在缓存中，称为“未命中”。
命中率是衡量缓存性能的重要指标。
高命中率意味着大部分数据都能够从缓存中读取，从而提高系统性能。
未命中率高则意味着缓存无法满足CPU的需求，导致频繁从主存中读取数据，降低系统性能。
5. Cache的替换策略当缓存满时，如果需要将新的数据加载到缓存中，就需要替换掉一部分已有的数据。
常用的替换策略有最近最少使用（LRU）、随机替换等。
LRU策略是指替换最近最长时间未被访问的数据，以便为新的数据腾出空间。
6. Cache的写策略Cache的写策略包括写回（Write Back）和写直达（Write Through）两种方式。
写回策略是指当CPU修改缓存中的数据时，只会更新缓存数据，不会立即写回主存，而是等到缓存被替换出去时才写回主存。
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一、引言多Cache一致性目录协议监听协议（以下简称“监听协议”）是为了实现多Cache一致性目录协议的有效监控和管理而制定的。
该协议旨在确保多Cache系统中各个Cache之间的一致性，并提供数据一致性的可靠性和高效性。
二、定义1. 多Cache一致性目录协议（以下简称“一致性协议”）：用于维护多Cache系统中各个Cache之间数据的一致性的协议。
2. 监听协议：用于监听和管理多Cache系统中一致性协议的协议。
三、目标监听协议的目标是：1. 监听和记录一致性协议的执行过程，确保一致性协议的正确性和有效性。
2. 监控和管理一致性协议的执行结果，及时发现和解决一致性协议中的问题。
3. 提供一致性协议的性能评估和优化建议，提高多Cache系统的性能和可靠性。
四、工作原理1. 监听器部署：在多Cache系统中的每个Cache节点上部署监听器，用于监听一致性协议的执行过程。
2. 监听器功能：a) 监听一致性协议的消息传递过程，包括请求、响应和通知等。
b) 记录一致性协议的执行日志，包括时间戳、操作类型、源节点和目标节点等信息。
c) 检测一致性协议中的错误和异常情况，并及时报警或通知相关人员。
d) 收集一致性协议的执行结果和性能数据，用于分析和优化。
3. 监听器管理：a) 监听器的启停由管理员控制，确保监听器的正常运行和及时维护。
b) 监听器的配置和参数调整由管理员负责，根据需要进行调整和优化。
五、协议执行1. 监听器启动：a) 管理员通过指定命令或界面启动监听器。
b) 监听器启动后，开始监听一致性协议的执行过程。
2. 监听器数据收集：a) 监听器接收一致性协议的消息，并记录到执行日志中。
b) 监听器根据执行日志，统计一致性协议的执行结果和性能数据。
3. 监听器错误检测：a) 监听器检测一致性协议中的错误和异常情况，如消息丢失、超时等。
Cache Fusion
Cache Fusion(高速缓存融合)要发挥Cache Fusion的作用，要一个前提条件，那就是互联网络的速度要比访问磁盘的速度要快，否则，没有引入Cache Fusion的意义什么是Cache FusionCache Fusion就是通过互联网络在集群内各节点的SGA之间进行块传递，以避免首先将块推送到磁盘，然后再重新读入其他实例的缓存中这样一种低效的实现方式(OPS的实现)。
当一个块被读入RAC环境中某个实例的缓存时，该块会被赋予一个锁资源（与行级锁不同），以确保其他实例知道该块正在被使用。
之后，如果另一个实例请求该块的一个副本，而该块已经处于前一个实例的缓存内，那么该块会通过互联网络直接被传递到另一个实例的SGA。
如果内存中的块已经被改变，但改变尚未提交，那么将会传递一个CR副本。
这就意味着只要可能，数据块无需写回磁盘即可在各实例的缓存之间移动，从而避免了同步多实例的缓存所花费的额外I/O。
很明显，不同的实例缓存的数据可以是不同的，也就是在一个实例要访问特定块之前，而它又从未访问过这个块，那么它要么从其他实例cache fusion过来，或者从磁盘中读入。
这里还是有一些问题需要思考的：1、在所有实例都未读取该块，而第一个实例读取时，是怎么加的锁，加的什么锁？如果此时有另一个实例也要读这个块，几乎是同时的，那么Oracle如何来仲裁，如何让其中一个读取，而另一个再从前者的缓存中通过cache来得到？2、如果一个块已经被其他实例读入，那么本实例如何判断它的存在？3、如果某个实例改变了这个数据块，是否会将改变传递到其他实例，或者说其他实例是否会知道并重新更新状态？4、如果一个实例要swap out 某个块，而同时其他实例也有这个块的缓存，修改过的和未修改过的，本实例修改的和其他实例修改的，如何操作? truncate一张表，drop一张表... 和单实例有何不同？5、应该如何设计应用，以使RAC真正发挥作用，而不是引入竞争，导致系统被削弱？6、RAC下锁的实现。
cache数据库字符串运算符
cache数据库字符串运算符什么是cache数据库？Cache数据库是一种高速临时存储数据库，用于提升系统性能和降低数据访问延迟。
它通过存储频繁被访问的数据，以提供更快的数据访问速度。
Cache数据库通常位于应用程序和传统关系型数据库之间，作为中间层来加速数据的读写操作。
与传统的磁盘存储相比，Cache数据库使用内存存储数据，并且提供了一系列的内置数据结构和算法，以支持高效的数据访问和处理。
Cache数据库的字符串运算符是什么？在Cache数据库中，字符串运算符是用于对字符串进行操作和计算的特定符号或关键字。
字符串是一种常见的数据类型，在许多应用程序中都被广泛使用。
Cache数据库提供了一系列的字符串运算符，以支持字符串的拼接、替换、截取、匹配等操作，以及字符串的长度、大小写转换等计算。
这些运算符可以简化开发人员对字符串的处理，提供更灵活和高效的数据操作方式。
以下是Cache数据库中常用的字符串运算符及其功能：1. 字符串拼接（Concatenation）运算符：用于合并两个或多个字符串。
在Cache数据库中，常用的字符串拼接运算符是“+”符号，例如：SELECT 'Hello,' + ' world!'。
2. 字符串替换（Replacement）运算符：用于将字符串中的指定内容替换为新的内容。
在Cache数据库中，常用的字符串替换运算符是“REPLACE”和“TRANSLATE”函数。
例如：SELECT REPLACE('Hello, world!', 'world', 'Universe')。
3. 字符串截取（Substring）运算符：用于提取字符串的指定部分。
在Cache 数据库中，常用的字符串截取运算符是“SUBSTRING”函数，使用起始位置和长度参数来指定要提取的子字符串。
例如：SELECT SUBSTRING('Hello, world!', 1, 5)。
cache合并(优质参考)
Cache 学习5.1Cache的必要性问题：在多层次存储器结构中，距离CPU越远，访问容量越大，访问速度越慢。
解决采用存储器层次结构，实现大容量、快速存储器。
每一层比下一层有更小的存储空间、更快的读写速率，价格与最便宜的一层一致，层与层之间是子集关系。
桌面处理器：一次为单个用户运行一个程序，需要考虑存储器层次结构带来的延迟问题，阻止程序间数据混淆。
服务器：同时为成千上百个用户执行大量应用程序，导致更多的环境切换，因此服务器还需要存储带宽问题，兼顾防止一个用户访问其他用户的数据。
嵌入式：首先，用于实时处理，要考虑最坏情况时的性能，Cache能提高平均性能，但是会降低最坏情况的性能。
其次，嵌入式关注功耗和平均寿命，需要减少硬件，与扩展硬件提高存储性能方法相悖。
第三，嵌入式操作系统一般非常简单，可不考虑存储层次保护机制。
最后，嵌入式处理器内存小，常常不需要磁盘存储。
5.2 Cache知识回顾名词：Cache命中，Cache缺失，块，页、页缺失。
层次名称：寄存器，Cache，—（块）—内存，—（页）—磁盘5.2.1 Cache性能回顾CPU暂停工作、等待一次存储器访问的周期数成为存储器停顿周期数，其性能可以表示为:CPU执行时间=（CPU时钟周期数+存储器停顿周期数）×缺失代价假设CPU时钟周期包含了处理Cache命中和Cache缺失时CPU停止的时间，存储器停顿周期数可以表示为：存储器停顿周期数=缺失次数×缺失代价=执行指令数×缺失次数/指令数×缺失代价=执行指令数×存储器访问次数/指令数×缺失率×缺失代价一般缺失率可用硬件Cache仿真器来测量。
通常情况下，一般采用每千条指令的缺失次数来计算。
5.2.2 Cache层次存储4个问题Q1：一个块，会放在哪里？直接映射：每个块在Cache中只能出现在唯一位置上，映射方法：(块地址) mod (Cache中的块数)全相联映射：一个块可以放到cache中任何一个地方。
cache的基本概念 -回复
cache的基本概念-回复Cache的基本概念缓存（Cache）是计算机系统中一种常用的性能优化技术。
它通过存储一些已经被计算过的数据或计算结果，以便在将来的计算中重复使用，从而减少了计算的时间和资源消耗。
缓存技术之所以高效，是因为它利用了计算机系统的局部性原理。
一、缓存的原理和工作原理缓存的原理是基于计算机系统中的局部性原理。
局部性原理分为时间局部性和空间局部性。
时间局部性指的是在一段时间内，程序的某些代码和数据被访问的概率会很高。
空间局部性指的是在一段时间内，程序访问的数据和代码通常是连续存放的。
缓存的工作原理是基于这两种局部性原理。
缓存一般分为多级，从L1到Ln。
不同级别的缓存速度和容量不同，而且越接近处理器的缓存级别越高。
在整个缓存层次结构中，缓存之间以及缓存和主存之间会进行数据的传输和同步。
当处理器要访问数据或指令时，首先会在L1缓存中查找，如果找到则立即返回，如果没有找到，则会在L2缓存中查找，依次类推，直到主存。
当数据不在缓存中时，处理器需要等待较长的访问时间，这就是缓存的“不命中”（cache miss）。
二、缓存的优势1. 提高访问速度：缓存存储了已经计算过的数据，使得计算机可以更快地访问和利用这些数据，从而提高了计算速度。
2. 减少延迟：缓存提供了一个接近处理器的存储器层次结构，减少了对较慢主存的访问需求，从而减少了延迟。
3. 节省带宽：由于缓存存储了计算过的数据，减少了对主存的访问需求，因此可以减少数据的传输量，节省了带宽。
三、缓存的类型1. 指令缓存（Instruction Cache）：存储指令的缓存，用于存储计算机程序的指令。
处理器在执行指令时，首先会在指令缓存中查找指令，如果找到则直接执行，如果没有找到则从主存中获取指令。
2. 数据缓存（Data Cache）：存储数据的缓存，用于存储计算中的数据。
处理器在执行指令时，会将需要的数据从主存加载到数据缓存中，以便后续的计算和操作。
内存算法 整合合并算法
内存算法整合合并算法在计算机科学中，内存算法是指用于管理计算机内存的一种算法。
而整合合并算法是内存算法中的一种常见方法，用于将多个较小的内存块合并成更大的内存块，以便更有效地利用内存空间。
1. 算法简介整合合并算法是一种内存分配的策略，可以减少内存碎片并提高内存利用率。
它通过合并相邻的空闲内存块，将它们组合成更大的内存块以供下次分配使用。
这样可以减少内存碎片化问题，提升内存的利用效率。
2. 算法流程整合合并算法的流程如下：(1) 初始化内存空间：将整个内存区域划分为一个个固定大小的内存块，并标记为空闲。
(2) 内存分配：当需要分配内存时，算法会搜索已标记为空闲的内存块，找到合适大小的内存块并分配给请求方。
(3) 内存释放：当释放内存时，算法会将被释放的内存块标记为空闲，并尝试合并相邻的空闲内存块。
(4) 内存合并：在释放内存后，算法会检查相邻的空闲内存块，如果它们是相邻的，则合并它们，形成一个更大的内存块。
3. 算法优势整合合并算法相比其他内存算法具有以下优势：(1) 减少内存碎片：通过合并相邻的空闲内存块，整合合并算法可以减少内存碎片，提高内存的利用效率。
(2) 简单高效：整合合并算法的实现相对简单，并且执行效率较高。
(3) 适用范围广：整合合并算法适用于各种场景，无论是固定大小的内存分配还是动态大小的内存管理。
4. 算法应用整合合并算法在操作系统和编程语言的内存管理中被广泛应用。
例如在操作系统中，内存分配器通常使用整合合并算法来管理进程的内存空间；在编程语言中，垃圾回收器也会使用整合合并算法来管理内存。
5. 实际案例以操作系统中的内存管理为例，整合合并算法的应用如下：(1) 初始化内存：操作系统会通过整合合并算法将物理内存划分为多个固定大小的内存块，并标记为空闲。
(2) 分配内存：当进程需要内存时，操作系统会搜索已标记为空闲的内存块，并将其中合适大小的内存块分配给进程。
(3) 释放内存：当进程释放内存时，操作系统将被释放的内存块标记为空闲，并尝试合并相邻的空闲内存块。
计算机体系结构问答题第5章
第5章存储层次1. 单级存储器的主要矛盾是什么？通常采取什么方法来解决？主要矛盾：(1) 速度越快，每位价格就越高。
(2) 容量越大，每位价格就越低。
(3) 容量越大，速度越慢。
采取多级存储层次方法来解决。
2. 评价存储层次的主要参数有哪些？存储层次的平均每位价格、命中率或失效率、平均访问时间。
3. “Cache-主存”和“主存-辅存”层次的主要区别是什么？4. 在存储层次中应解决哪四个问题？（1）映像规则：当把一个块调入高一层存储器时，可以放到哪些位置上。
（2）查找算法：当所要访问的块在高一层存储器中时，如何找到该块。
（3）替换算法：当发生失效时，应替换哪一块。
（4）写策略：当进行写访问时，应进行哪些操作。
5. 地址映像方法有哪几种？它们各有什么优缺点？（1）全相联映像。
实现查找的机制复杂，代价高，速度慢。
Cache空间的利用率较高，块冲突概率较低，因而Cache的失效率也低。
（2）直接映像。
实现查找的机制简单，速度快。
Cache空间的利用率较低，块冲突概率较高，因而Cache的失效率也高。
（3）组相联映像。
组相联是直接映像和全相联的一种折中。
6. 组相联Cache比相同容量的直接映像Cache的失效率低。
由此是否可以得出结论：采用组相联Cache一定能带来性能上的提高？为什么？不一定。
因为组相联命中率的提高是以增加命中时间为代价的，组相联需要增加多路选择开关。
7. Cache中，有哪两种实现并行查找的方法？（1）用相联存储器实现。
（2）用单体多字存储器和比较器来实现。
8. 替换算法有哪几种？它们各有什么优缺点？（1）随机法：简单、易于用硬件实现，但这种方法没有考虑Cache块过去被使用的情况，反映不了程序的局部性，所以其失效率比LRU的高。
（2）先进先出法：容易实现。
它虽然利用了同一组中各块进入Cache的顺序这一“历史”信息，但还是不能正确地反映程序的局部性。
（3）最近最少使用法LRU：失效率最低。
Cache性能解读
本章内容>> Cache存储系统>>Cache性能>>提高Cache性能>>降低缺失代价>>多级Cache
2 之 1
设计考虑
第二级Cache的容量？ 采用大容量设计。因为第一级Cache中的所有 信息都可能会出现在第二级Cache中，所以第二 级Cache应该比第一级Cache大得多。如果第二 级Cache只是稍微大一点，则局部缺失率会很高。
3 之 3
例 子（续）
实际Cache的计算机性能为：
CPU执行时间 实际 (CPU时钟周期数 存储器停顿周期数 ) 时钟周期 (指令数 CPI 指令数 (1 0.5) 0.02 25) 时钟周期 1.75 指令数 时钟周期
两者的性能比为：
CPU执行时间 实际 1.75 指令数 时钟周期 1.75 CPU执行时间 理想 1.0 指令数 时钟周期
Cache大小 I-Cache缺失率 D-Cache缺失率 统一Cache缺失率 4KB 8KB 16KB 32KB
《Computer Architecture》
1.78% 1.10% 0.64% 0.39%
15.94% 10.19% 6.47% 4.82%
7.24% 4.57% 2.87% 1.99%
AMAT 50) 25% (1 10.19% 50) 2.686 split 75% (1 1.10%
AMAT 50) 25% (1 1 2.87% 50) 2.685 unified 75% (1 2.87%
尽管分立Cache具有较高的缺失率，但其AMAT与统 一Cache的AMAT是基本相同的，可见哈佛结构有优势。 大多数现代处理器都采用分立Cache技术。
多级cache回写法
多级cache回写法
多级缓存回写法是指在系统中使用多个层次的缓存，并且当数据发生变化时，确保各级缓存中的数据都能够及时更新，以保持一致性。
这样的设计通常用于提高系统性能和降低对底层存储系统的访问压力。
以下是一种可能的多级缓存回写法的示例：
1. 数据更新源：这是数据变更的来源，可以是数据库、文件系统等。
当数据发生变更时，系统首先更新这个数据源。
2. 一级缓存：这是最靠近数据源的缓存层。
在数据更新源发生变更时，首先更新一级缓存。
这可以是内存中的缓存，如内存数据库或缓存服务器。
这样，系统中的大多数读取请求都能够直接从一级缓存中获取，提高读取性能。
3. 二级缓存：如果一级缓存未命中，系统将尝试从二级缓存中获取数据。
二级缓存可能分布在不同的节点或服务器上，形成一个分布式缓存系统。
在这一级别，缓存的更新可能会相对频繁，但仍然需要保持高性能。
4. 三级缓存及更多级别：如果二级缓存也未命中，系统可以尝试从更低级别的缓存获取数据，直到达到最底层的存储系统。
每个缓存层次的容量可能逐渐增大，但访问速度相对较慢。
5. 回写机制：当数据源发生变更时，系统会通过一种回写机制，将变更同步到各级缓存中。
这可以通过异步或同步的方式进行，具体取决于系统的设计和性能要求。
异步回写可以提高写入性能，但
可能会导致缓存中的数据不一致，而同步回写可以保证一致性，但可能对性能产生一定影响。
这种多级缓存回写法的设计需要根据具体应用场景和性能需求进行调整。
在实际应用中，可以根据数据的访问模式、更新频率以及系统的性能要求来选择合适的缓存策略和回写机制。
计算机体系结构第五章课后习题答案
第五章存储层次5.1名词解释1．存储层次——采用不同的技术实现的存储器，处在离CPU不同距离的层次上，目标是达到离CPU最近的存储器的速度，最远的存储器的容量。
2．全相联映象——主存中的任一块可以被放置到Cache中任意一个地方。
3．直接映象——主存中的每一块只能被放置到Cache中唯一的一个地方。
4．组相联映象——主存中的每一块可以放置到Cache中唯一的一组中任何一个地方（Cache分成若干组，每组由若干块构成）。
5．替换算法——由于主存中的块比Cache中的块多，所以当要从主存中调一个块到Cache中时，会出现该块所映象到的一组（或一个）Cache块已全部被占用的情况。
这时，需要被迫腾出其中的某一块，以接纳新调入的块。
6．L RU——选择最近最少被访问的块作为被替换的块。
实际实现都是选择最久没有被访问的块作为被替换的块。
7．写直达法——在执行写操作时，不仅把信息写入Cache中相应的块，而且也写入下一级存储器中相应的块。
8．写回法——只把信息写入Cache中相应块，该块只有被替换时，才被写回主存。
9．按写分配法——写失效时，先把所写单元所在的块调入Cache，然后再进行写入。
10．不按写分配法——写失效时，直接写入下一级存储器中，而不把相应的块调入Cache。
11．写合并——在往缓冲器写入地址和数据时，如果缓冲器中存在被修改过的块，就检查其地址，看看本次写入数据的地址是否和缓冲器内某个有效块的地址匹配。
如果匹配，就将新数据与该块合并。
12．命中时间——访问Cache命中时所用的时间。
13．失效率——CPU访存时，在一级存储器中找不到所需信息的概率。
14．失效开销——CPU向二级存储器发出访问请求到把这个数据调入一级存储器所需的时间。
15．强制性失效——当第一次访问一个块时，该块不在Cache中，需要从下一级存储器中调入Cache，这就是强制性失效。
16．容量失效——如果程序在执行时，所需要的块不能全部调入Cache中，则当某些块被替换后又重新被访问，就会产生失效，这种失效就称作容量失效。
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Cache学习5.1 Cache的必要性问题：在多层次存储器结构中，距离CPU越远，访问容量越大，访问速度越慢。
解决采用存储器层次结构，实现大容量、快速存储器。
每一层比下一层有更小的存储空间、更快的读写速率，价格与最便宜的一层一致，层与层之间是子集关系。
桌面处理器：一次为单个用户运行一个程序，需要考虑存储器层次结构带来的延迟问题，阻止程序间数据混淆。
服务器：同时为成千上百个用户执行大量应用程序，导致更多的环境切换，因此服务器还需要存储带宽问题，兼顾防止一个用户访问其他用户的数据。
嵌入式：首先,用于实时处理，要考虑最坏情况时的性能，Cache能提高平均性能，但是会降低最坏情况的性能。
其次，嵌入式关注功耗和平均寿命，需要减少硬件，与扩展硬件提高存储性能方法相悖。
第三，嵌入式操作系统一般非常简单，可不考虑存储层次保护机制。
最后，嵌入式处理器内存小，常常不需要磁盘存储。
5. 2 Cache知识回顾名词：Cache命中，Cache缺失，块，页、页缺失。
层次名称：寄存器，Cache,—（块）一内存，一（页）一磁盘5. 2. 1 Cache性能回顾CPU暂停工作、等待一次存储器访问的周期数成为存储器停顿周期数，其性能可以表不为：CPU执行时间二（CPU时钟周期数+存储器停顿周期数）X缺失代价假设CPU时钟周期包含了处理Cache命中和Cache缺失时CPU停止的时间，存储器停顿周期数可以表示为:存储器停顿周期数二缺失次数X缺失代价二执行指令数X缺失次数/指令数x缺失代价二执行指令数X存储器访问次数/指令数X缺失率X缺失代价一般缺失率可用硬件Cache仿真器来测量。
通常情况下，一般采用每千条指令的缺失次数来计算。
5.2.2 Cache层次存储4个问题Q1：一个块，会放在哪里？直接映射：每个块在Cache中只能出现在唯一位置上，映射方法：（块地址）mod （Cache中的块数）全相联映射：一个块可以放到cache中任何一个地方。
组相联映射：一个块放到一个受限的组里。
一个块首先映射到到一个组中，可以放到组中任何一个块中。
组通常用为选择方式确定：（块地址）mod （ cache中的组数）如果一个组里有n块，这种映射方法称之为n路组向联。
直接映射是一个简单的1 路组相联。
全相联是只有1组的m路组向联映射。
Q2：怎样找到cache中的块？Cache地址分为块地址与偏移地址；块地址又分为标志字段与索引字段。
偏移地址用来选择块中所需要的数据；索引字段用来选择组，通过标志字段来判断是否发生命中，无需判断块内偏移与索引字段。
增加相联度会增加组内的块数，组数减少导致索引段减少，标识字段增加，最后变成全相联，不存在索引字段。
Q3：没有命中，块怎样替换？直接映射法:直接替换没用命中的检查的块。
全相联或组相联，需要多个块做出选择。
大容量时3中方法区别不大，小容量时LRU最优:随机替换（Random）：利用伪随机数块号，尤其适用于硬件调试。
最近最少使用（LRU）:记录块的访问次数，利用历史信息替换掉最长时间没有使用的cache块。
先进先出（FIFO ）oQ4:写操作时cache会发生什么？一般来说，CPU需要等待读操作完成，不需要等待写操作完成，且块标志与数据同时读出，舍弃没有命中的信息可提高速率，嵌入式系统不允许无用工作。
对写操作不能进行如此优化，因为只有标识为有效时，块才能被修改。
2中基本的写策略：写直达(write through):信息同时写入cache和更低一层的存储器的块中。
易实现，写直达方法中读操作缺失发生时cache始终是干净的，因此不需要对低层存储器进行写操作，常与不按写分配(no-wr ite al locate)配合。
写回法(write back):信息只写入cache o只有cache中块被替换，信息才会写回到主存中。
写操作与cache速度一致，且一个块一次写入仅仅需要对下层存储器的一次写操作，因此需要较小的带宽，可用于多处理器的服务器系统。
常与写分配(wCte a I locate)配合。
写操作缺失时，通常策略如下：写分配(write a I I ocate)内存读到cache,执行命中前面写命中时的操作。
与读缺失类似。
不按写分配(no-wr i te a 11 ocate),仅修改低层存储器中的该块，不将该块写入cache 中，直到程序要读一个块时，该块才被取到cache中。
Cache可以提供指令与数据，但存在瓶颈，例如同时执行一条载入指令与存储指令，单独的cache会产生资源冲突，产生停顿。
最简单的方法是将cache划分为指令cache与数据cache。
指令cache比数据cache有更低的缺失率，但分立的指令cache与数据cache缺失率之和比相同容量的cache更大。
5. 3 Cache 性能5. 3.1平均存储器访问时间指令数可以用来评价CPU的性能，缺失率可以评价存储器层次结构的性能，但也会产生误导，可用平均存储器访问时间来评定：平均存储器访问时间二命中时间+缺失率缺失代价虽然降低最小平均存储器访问时间是一个合理的目标，但是最终目标时降低CPU执行时间，两者时有区别的。
例如在2路组相联情况下，虽然缺失率与平局存储器访问时间较低，但进行组内多路选择时CPU时钟周期也会增加，导致CPU执行时间变长。
一般观点，把命中时钟周期数包含到CPU执行时钟周期数种。
Cache的行为会对较低CPI与较快时钟频率的CPU产生双重影响：1. CPI较低时，cache缺失时钟数会对CPU时间产生较大影响。
2•计算CPI （cache缺失情况）时，cache缺失代价用缺失时花费的CPU时钟周期数来度量。
因此，对于存储器层次结构相同的计算机，CPU频率越高，每次缺失就需要更多的时钟周期数，因此CPI花费在存储器部分的周期就较多。
5.3.2缺失代价与乱序执行处理器乱序执行（out-of-order execution） : CPU允许将多条指令不按程序规定的顺序分开发送给各相应电路单元处理的技术。
这样将根据各电路单元的状态和各指令能否提前执行的具体情况分析后，将能提前执行的指令立即发送给相应电路。
重新定义存储器停顿周期：存储器停顿周期数缺失次数指令数指令数（全部缺失延迟-重叠缺失延迟）一般确定延迟时间的方式有3种：从存储器指令进入指令窗口的时刻算起；或是从地址产生的时刻算起；或是从指令实际被送到存储器的时刻算起。
只要使二指令数（每条指令访问存储器次数缺失率）缺失代价4.CPU执行时间:=c PU时钟周期数+存储器停顿周期时钟周期时间存储器停顿周期c P I执行+时钟周期时间指令数缺失次数缺失代价c PI执行+时钟周期时间指令数存储器访存次数c PI执行+缺失率缺失代价时钟周期时间指令数存储器访存次数指令数为平均每条指令的访存次数5.对于乱序执行处理器的平均每条指令的停顿周期数:存储器停顿周期数指令数二平均每条指令的缺失次数总的缺失延迟-重叠的缺失延迟缺失次数总指令数的缺失延迟■重叠的缺失延迟用一致，任何一种方式都行。
1.索引长度确定:in dex C3Ch Q2二块容量X组相联度2.平均存储器访问时间:平均存储器访问时间二命中时间+缺失率缺失代价3.存储器停顿周期：二缺失次数缺失代价缺失次数“ Ww指令数二指令数每条指令缺失次数缺失代价存储器访问次数缺夫平）以失代价指令数二指令数二指令数二指令数5. 4降低Cache缺失代价5. 4. 1 多级cache此为降低缺失代价中最重要的方法。
在原cache存储器之间加一级cache,第一级cache可以小到足以与快速CPU运行时钟相匹配，第二级cache可以大到足以捕捉到对主存的大多数访问，从而减少缺失代价。
缺失代价重新定义为：平均存储器时间二命中时间□+缺失率□缺失代价"其中，第一级cache缺失代价为：缺失代价L1二命中时间L2+缺失率L2缺失代价L2局部缺失率：这一级cache的缺失数与这一级cache的访存总数；第一级cache 中，等于缺失率「；第二级中，等于缺失率L2。
全局缺失率:这一级cache的缺失数与CPU产生的访存总数；第一级中，等于缺失率L 1 ；第—级中，存于缺失率L1缺失率L2O第二级局部缺失率比较大，因为第一级cache存储数据是最易命中的，所以全局缺失率是一个更有用的度量方法。
此时每条指令的缺失次数重新提出:每条指令的平均存储器停顿周期二每条指令缺失次数命中时间L2+每条指令缺失次数L2缺失代价L2首先，可以选择价高相联度来降低第二级缺失率，可降低缺失代价。
其次，多级包含的存储器结构便于检查I/O 口与cache之间的一致性，但缺点是，当二级cache发生缺失时，要保证与之对应的一级cache块无效，从而会导致一级cache缺失率略微升高。
当二级cache只比一级cache大一点时，可以采用多级互斥(multi level exclusion) o—级cache缺失时只会导致两者之间进行对应的块互换，而不是用第二级cache中的块去替换一级cache中的块，防止二级cache空间浪费。
5. 4.2关键字优先和提前启动给予CPU在某一个时刻只需要块中的一个字，不必要等全部块装入便可启动CPU, 具体如下：关键字优先:首先向存储器请求缺失的字，然后它一旦到达便把它发给CPU,使得CPU在装入其他字的同时能够继续执行其他指令。
提前重启动:以正常顺序获取字，块中所需字一旦到达，立即发给CPU,使得CPU继续执行。
通常这些技术适用于大cache块设计，否则收益甚微。
5. 4.3确定读缺失对写的优先级例如写缓存区中可能包含读缺失时所需要的更新数据，此时最简单的方法是读缺失等待、直到写缓存为空为止。
另一种方案时读缺失时查看缓存的内容，如果没有冲突且存储器系统可以访问，就让读缺失继续。
一般后者多用。
写回法的cache中，处理器的写开销也可以降低。
当读缺失发生时，脏块将被代替。
我们可以把脏块复制到一个缓存区后就读下一层的存储器，而不是先把脏块写入下一层存储器，然后再对下一层存储器进行读操作。
这样可以很快的完成读操作。
5. 4.4合并缓冲区所有的存储都必须放到较低一级的存储层次上，因此写直达的cache也依靠写缓冲。
写缓冲为空时，从CPU角度来说，将被替换掉的数据和地址都放到写缓冲中，写操作就结束；写缓冲区将数据写回内存时，CPU可继续工作。
如果写缓冲里还有其他数据被修改过，检查地址，看新数据地址是否与缓冲区的某一项地址相匹配。
如果匹配，新数据合并到该项中，此过程曾为“写合并” o写缓冲满、且地址不能匹配，cache与CPU必须等待，直到缓冲区空出一个项。
因为一次写多个字比一次写一个字速度更快。
5. 4. 5 牺牲cache保存被替换掉的块，以便下一次使用。