Cache工作原理-6

 

2.4.6　Pentium PC的Cache

　　Pentium PC仍是一个单处理器系统，它采用两级cache结构。安装在主板上的级2 cache（L2），其容量是256 KB或512KB，采用的两路组相联映射方式，每行可以是32，64或128字节。集成在Pentium处理器内的级1 cache （L1）其容量是16KB，采用的也是两路组相联映射方式，每行是32字节。L2的内容是4～32MB容量主存的子集，L1又是L2的子集，从而使L1未命中处理时间大为缩短，为L1的高速使用提供了支持，但L1、L2之间显然存在数据一致性的问题。
　　另一特点是，它将16KB的L1分立为各8KB的指令cache和数据cache。有学者曾对某些程序进行跟踪研究，得到的统计结果是：取指令占63％，取数占25％，写数占12％。这一结果表明将指令cache与数据cache分开是有好处的。指令cache是只读的，单端口256位（32字节）向指令预取缓冲器提供指令代码。数据cache是读写的，双端口，每端口32位（4字节），向两条流水线的整数运算单元和寄存器提供数据或接收数据，两个端口还可组合成一个64位端口与浮点运算单元相接。两个cache与64位数据、32位地址的CPU内部总线相连。
　　下面分别介绍Pentium级1 cache的组织和一致性的实现。因指令cache只有读操作和换出（替换）操作，没有写操作也就没有一致性问题。下面只介绍数据cache。

　　一． Pentium级1 cache的组织结构

　　8KB的数据cache采用两路组相联的组织方式，分成2路，128组，每组2行，每行32字节 （8个双字，1个双字32位）。每行有一个20位的标记（标记的最后一位为路号）和2位的M／E／S /I的状态位，这22位构成该行的目录项。采用LRU替换策略，一组两行共用一个LRU位（理由已在2．4．2 节说明）。这样L1数据cache呈现出如图2．36所示的两路存储体结构。L1指令cache的组织类同于此，只是不再是2位状态位而是1位有效位。

　

　　存取cache使用32位物理地址。级1指令cache和数据cache每个都有一个变换后援缓冲器TLB （Translation Lookaside Buffer），用于在虚拟存储方式下将线性地址变换为物理地址。
　　数据cache可以在一个处理器时钟周期内存取两个数据，数据可以是字节、字（2字节）和双字（4字节）。这两个数据分别通过两个32位端口被U，V两条指令流水的ALU单元、寄存器所存取（详见第六章）。Pentium处理器的时钟频率在它刚推出时是66MHZ，最高是200MHZ。新一代的Pentium处理器目前已有500～1000MHz了。可以想见，若没有片内cache的支持，，高速的指令流水必将经常停滞不前，更不用说两路流水的超标量结构了。
　　为维护cache的一致性，级2 cache和级1数据cache都采用的是MESI协议。鉴于级1数据cache采用的是写一次法，其MESI协议做了一些简化（详见下一小节）。为支持监听片外内存访问活动， Pentium为片内数据cache提供了一个监听窗口。在监听期间， Pentium浮起它的地址输出引脚，而允许片外输入地址，以使片内数据cache能判测是否监听命中。并有如下一些处理器引脚： INV（输入，使无效）， WB/MT＃（输入，写回/写直达）， HIT＃（输出，监听命中）， HITM＃（输出，修改状态行监听命中）等，这些信号或者协调片内cache MESI协议的状态转换，或者输出监听命中指示以使片外cache能判测并完成相应的状态转换。

　　二． Pentium级1cache的MESI协议

　　下面介绍Pentiun级1数据cache （L1）的MESI协议，以及它如何与级2 cache （L2）相配合来维护一致性并能充分支持Pentium高速运行的特点。经上节介绍可给出 图2．37所示的L1， L2和主存之间操作环境的框图。

　　Pentium CPU与外部数据交换的存储读写总线周期主要有两大类：一类是前面介绍的256位猝发式传送，用于L1的行填入和行写出；另一类是不经L1的64位（以及以下）传送，此时CHACE# 信号为高电平，在Intel数据手册中称此为"不可超高速缓存"式传送。
　　由于L1位于CPU内部，它的内容又是L2内容的子集，因此L1与L2的监听对象不同。L2监听系统总线上其它系统主控者和其它cache的访问主存活动；L1监听L2，采样L2发出的WB/WT# 信号和INV信号以完成相应的行状态转换，并有监听命中信号HIT＃和HITM＃送至L2。 L2可发出AHOLD信号，命CPU的地址引脚改变为输入方向，强制CPU的L1进入监听期间，INTEL数据手册中称此为询问期间，它的活动情况完全同于监听期间情况。
　　由此可见，L2负责整个系统的Cache与主存一致性；L1负责响应L2，与L2一起维护L1／L2一致性。
　　L2采用的是写回法，并遵循MESI协议。L1基本上是采用写回法，但在最佳设置情况下允许结合一些写直达操作，这里的写直达是既向片内L1写入又向片外启动一个存储器写总线周期。下面将会看到这种情况出现在对未修改行的第一次写操作时，故它是写一次法。2．4．4已说明L1采用此法的原因。尔后对此修改行的再次或多次写命中采用的都是写回法策略，不向片外写，只在该行被换出或读/写监听命中时才写回。
　　L1遵循MESI协议，但它将E态重新定义为第一次写命中后的修改态，实际上L1绝不会有同于主存而又不出现于L2的专有态行。图2．38给出L1的 MESI协议状态转换图。该图将与L1有效行具有相同内存（块）地址的L2有效行可能有的状态列出，该图与图2．35类似的状态转换用相同的*数码形式进行标注，以帮助理解此图。

　　对上图再作以下说明：
　　（1）当L1读未命中时要启动一个存储器读总线周期，由片外读入一行填入空行（若未有空行，先以LRU算法换出一行）。此周期首先引起L2判测是否读命中，若读命中， L2递交同地址的有效行并返回WB/WT＃信号。若L1新行拷贝的是L2的S态行或E态行（WB/WT＃为低电平），新行状态为S（*1）；若L1新行拷贝的是L2的M态行（WB/WT＃为高电平），新行状态为E（*2）。若L2读未命中，则由主存读取此地址的数据块同时拷贝到L2和L1， L2的新行状态为E或S，L1的新行状态为S，逻辑上仍可看作L1的新行是由L2拷贝而来。
　　（2） 对L1的S态行发生写命中，除此行在片内完成写修改并进入（特殊的）E态之外（*7），还启动了一个片外的存储写周期，这就是前述的写一次操作。它必然引起L2的写命中， L2的E态行或S态行完成写修改进入M态。此时注意，若是L2的S态行写命中，还要引发一个无效处理过程（见图2．35），使系统中其它cache的同此地址的共享行无效，这正是L1采用写一次法的原因。它将广播通知其它cache无效处理的工作交由L2控制逻辑完成，也是它的巧妙之处。
　　（3）L1写未命中时， Pentium只是将内存地址和具体修改字送出片外，即启动一个存储写总线周期，L1不分配新行（*3）。此时L2可能发生写命中，完成其有效行的写修改并进入或保持在M态；若是L2也是写未命中，则要读取内存块至L2再修改（图2．35中的由I至M操作）。L1将这种读内存再修改的耗时工作又交给L2去完成了。当然，L1也要为此做出一点牺牲，即它不容有这个最近存取过的拷贝，但此拷贝已在L2，下次读取时很快就可得到。这样， Pentium启动一个存储写周期后就可立即进行片内其它操作，支持了指令流水执行。
　　（4）2．4．5己说明MESI协议维护一致性的关键在于，修改过的cache行在临界情况下及时写回主存以保证它者使用的正确性。 L2监听系统总线上的其它主控者或其它cache的访问主存活动。那么，我们来分析L2的M态行的L1同地址行有哪些状态：
　　（a）L1M---L2M，这是L1至少两次写修改的情况，最新数据在L1M行； （b）L1E--L2M，这是L1写一次情况或是L1拷贝L2M行的情况，两行内容相同； （c）L1I--L2M，这是上面（3）所述的L1写未命中的情况，实际上L2的M态行此时在L1没有同地址行。换句话说， L2M态行包含了L1的M态行和E态行，而且L2的M态行与L1的M态行存在不一致性。
　　因此，当L2的M态行读/写监听命中时， L2要以AHOLD信号有效强行令L1进入监听期间，来查询L1是否也监听命中。如果L1返回的是HITM＃和HIT＃信号都为有效，表明这是L1M--L2M情况， L1的M态行读/写监听命中要以猝发（burst）方式将此行写到主存，然后该行相应进入S（*14）／I（*15）态。如果L1返回的是HITM# 无效而HIT# 有效，表明这是L1E--L2M情况， L1的E态行读/写监听命中只是相应地进入S（*8）/I（*10）态，由L2将它的M态行写回到主存（见图2．35的M → S与M → I）。如果L1返回的是HITM＃和HIT＃都无效，表明这是L1I--L2M情况，一样也是由L2将它的M态行写回到主存，L1无动作。
　　图2．38的其它状态转换与图2．35类似，请自行比较理解，恕不详述。
　　综上所述，MESI协议使L1和L2密切配合，既保证了整个系统的cache/主存的一致性，又简化了L1的控制逻辑并对CPU的高速运行提供了有力支持。