Кэш-память курсовая по информатике , Дипломная из Информатика

Скачай Кэш-память курсовая по информатике и еще Дипломная в формате PDF Информатика только на Docsity! Государственный университет информационно – коммуникационных технологий Курсовая работа на тему: Кэш-память практическое задание: Дефрагментация диска по предмету: Операционные системы выполнил: Волоха Алексей Владимирович группа ИБД-32б Киев-2006 План Теоретическая часть Кэш-память Введение 3 Причины внедрения кэш- памяти 4 Раздел 1 4 Что такое кэш- память? 4 Уровень за уровнем 5 Внутренний кэш 6 Смешанная и разделенная кэш- память 9 Статическая и динамическая память 10 TLB как разновидность кэш-памяти 11 Раздел 2 1 1 Организация кэш- памяти 11 Стратегия размещения 15 Отображение секторов ОП в кэш- памяти 15 Иерархическая модель кэш- памяти 16 Ассоциативность кэш- памяти 16 Размер строки и тега кэш- памяти 17 Типы подключения кэш- памяти 18 Сегментирование кэш-памяти и быстродействие жестких дисков 19 Увеличение производительности кэш- памяти 21 Зачем увеличивать кэш? 21 Выводы 2 3 Практическая часть Дефрагментация диска 24 Явная необходимость в кэш-памяти при проектировании массовых ЦП проявилась в начале 1990-х гг., когда тактовые частоты ЦП значительно превысили частоты системных шин, и, в частности, шины памяти. В настоящее время частоты серверных ЦП достигают почти 4 ГГц, а оперативной памяти, массово применяемой в серверах, - только 400 МГц (200 МГц с удвоением благодаря передаче по обоим фронтам сигнала). В этой ситуации при прямом обращении к памяти функциональные устройства ЦП значительную часть времени простаивают, ожидая доставки данных. В какой-то мере проблемы быстродействия оперативной памяти могут быть решены увеличением разрядности шины памяти, но даже в серверах младшего уровня нередко встречается 8-16 гнезд для модулей памяти, поэтому такое решение усложняет дизайн системной платы. Проложить же 256- или даже 512-бит шину к расположенной внутри кристалла ЦП кэш-памяти сравнительно несложно. Таким образом, эффективной альтернативы кэш-памяти в современных высокопроизводительных системах не существует. Раздел 1 Что такое кэш-память? Кэш-память — это высокоскоростная память произвольного доступа, используемая процессором компьютера для временного хранения информации. Она увеличивает производительность, поскольку хранит наиболее часто используемые данные и команды «ближе» к процессору, откуда их можно быстрее получить Кэш-память напрямую влияет на скорость вычислений и помогает процессору работать с более равномерной загрузкой. Представьте себе массив информации, используемой в вашем офисе. Небольшие объемы информации, необходимой в первую очередь, скажем список телефонов подразделений, висят на стене над вашим столом. Точно так же вы храните под рукой информацию по текущим проектам. Реже используемые справочники, к примеру, городская телефонная книга, лежат на полке, рядом с рабочим столом. Литература, к которой вы обращаетесь совсем редко, занимает полки книжного шкафа. Компьютеры хранят данные в аналогичной иерархии. Когда приложение начинает работать, данные и команды переносятся с медленного жесткого диска в оперативную память произвольного доступа (Dynamic Random Access Memory — DRAM), откуда процессор может быстро их получить. Оперативная память выполняет роль кэша для жесткого диска. Для достаточно быстрых компьютеров (например, на основе intel-80386 с тактовой частотой более 25 мгц или intel-80486) необходимо обеспечить быстрый доступ к оперативной памяти, иначе микропроцессор будет простаивать и быстродействие компьютера уменьшится. Для этого такие компьютеры могут оснащаться кэш-памятью, т.е. "сверхоперативной" памятью относительно небольшого объема (обычно от 64 до 256 кбайт), в которой хранятся наиболее часто используемые участки оперативной памяти. Кэш-память располагается "между" микропроцессором и оперативной памятью, и при обращении микропроцессора к памяти сначала производится поиск нужных данных в кэш-памяти. Поскольку время доступа к кэш-памяти в несколько раз меньше, чем к обычной памяти, а в большинстве случаев необходимые микропроцессору данные содержаться в кэш-памяти, среднее время доступа к памяти уменьшается. Для компьютеров на основе intel-80386dx или 80486sx размер кэш-памяти в 64 кбайт является удовлетворительным, 128 кбайт - вполне достаточным. Компьютеры на основе intel-80486dx и dx2 обычно оснащаются кэш-памятью емкостью 256 кбайт. Уровень за уровнем Хотя оперативная память намного быстрее диска, тем не менее и она не успевает за потребностями процессора. Поэтому данные, которые требуются часто, переносятся на следующий уровень быстрой памяти, называемой кэш-памятью второго уровня. Она может располагаться на отдельной высокоскоростной микросхеме статической памяти (SRAM), установленной в непосредственной близости от процессора (в новых процессорах кэш-память второго уровня интегрирована непосредственно в микросхему процессора. На более высоком уровне информация, используемая чаще всего (скажем, команды в многократно выполняемом цикле), хранится в специальной секции процессора, называемой кэш-памятью первого уровня. Это самая быстрая память. Процессор Pentium III компании Intel имеет кэш-память первого уровня емкостью 32 Кбайт на микросхеме процессора и либо кэш-память второго уровня емкостью 256 Кбайт на микросхеме, либо кэш-память второго уровня емкостью 512 Кбайт, не интегрированную с процессором. Когда процессору нужно выполнить команду, он сначала анализирует состояние своих регистров данных. Если необходимых данных в регистрах нет, он обращается к кэш- памяти первого уровня, а затем — к кэш-памяти второго уровня. Если данных нет ни в одной кэш-памяти, процессор обращается к оперативной памяти. И только в том случае, если нужных данных нет и там, он считывает данные с жесткого диска. Когда процессор обнаруживает данные в одном из кэшей, это называют «попаданием»; неудачу называют «промахом». Каждый промах вызывает задержку, поскольку процессор будет пытаться обнаружить данные на другом, более медленном уровне. В хорошо спроектированных системах с программными алгоритмами, которые выполняют предварительную выборку данных до того, как они потребуются, процент «попаданий» может достигать 90. Для процессоров старшего класса на получение информации из кэш-памяти первого уровня может уйти от одного до трех тактов, а процессор в это время ждет и ничего полезного не делает. Скорость доступа к данным из кэш-памяти второго уровня, размещаемой на процессорной плате, составляет от 6 до 12 циклов, а в случае с внешней кэш-памятью второго уровня — десятки или даже сотни циклов. Кэш-память для серверов даже более важна, чем для настольных ПК, поскольку серверы поддерживают между процессором и памятью весьма высокий уровень трафика, генерируемого клиентскими транзакциями. В 1991 году Intel превратила ПК на базе процессора 80486 с тактовой частотой 50 МГц в сервер, добавив на процессорную плату кэш с тактовой частотой 50 МГц. Хотя шина, связывающая процессор и память, работала с частотой всего 25 МГц, такая кэш-память позволила многие программы во время работы полностью размещать в процессоре 486 с тактовой частотой 50 МГц. Иерархическая организация памяти помогает компенсировать разрыв между скоростями процессоров, ежегодно увеличивающимися примерно на 50% в год, и скоростями доступа к DRAM, которые растут лишь на 5%. Как считает Джон Шен, профессор Университета Карнеги–Меллона, по мере усиления этого диссонанса производители аппаратного обеспечения добавят третий, а возможно и четвертый уровень кэш-памяти. Действительно, уже в этом году Intel намерена представить кэш-память третьего уровня в своих 64-разрядных процессорах Itanium. Кэш емкостью 2 или 4 Мбайт будет связан с процессором специальной шиной, тактовая частота которой совпадает с частотой процессора. IBM также разработала собственную кэш-память третьего уровня для 32- и 64- разрядных ПК-серверов Netfinity. По словам Тома Бредикича, директора по вопросам архитектуры и технологий Netfinity, сначала кэш будет размещаться на микросхеме контроллера памяти, выпуск которой начнется к концу следующего года. Кэш-память третьего уровня корпорации IBM станет общесистемным кэшем, куда смогут обращаться от 4 до 16 процессоров сервера. С кэш-памятью третьего уровня Intel сможет работать только тот процессор, к которому она подключена, но представители IBM подчеркнули, что их кэш третьего уровня способен увеличить пропускную способность всей системы. Бредикич отметил, что новая кэш-память производства IBM также поможет реализовать компьютерные системы высокой готовности, необходимые для электронной коммерции, поскольку с ее помощью можно будет менять модули основной памяти и выполнять модернизацию, не прерывая работу системы. Внутренний кэш Внутренне кэширование обращений к памяти применяется в процессорах, начиная с 486-го. С кэшированием связаны новые функции процессоров, биты регистров и внешние сигналы. Процессоры 486 и Pentium имеют внутренний кэш первого уровня, в Pentium Pro и Pentium II имеется и вторичный кэш. Процессоры могут иметь как единый кэш инструкций и данных, так и общий. Выделенный кэш инструкций обычно используется только для чтения. Для внутреннего кэша обычно используется наборно-ассоциативная архитектура. Строки в кэш-памяти выделяются только при чтении, политика записи первых процессоров 486 – только Write Through (сквозная запись) – полностью программно- прозрачная. Более поздние модификации 486-го и все старшие процессоры позволяют переключаться на политику Write Back (обратная запись). Работу кэша рассмотрим на примере четырехканального наборно-ассоциативного кэша процессора 486, его физическая структура приведена на рис.1. Кэш является несекторированным – каждый бит достоверности (Valid bit) относится к целой строке, так что стока не может являться “частично достоверной”. Работу внутренней кэш-памяти характеризуют следующие процессы: обслуживание запросов процессора на обращение к памяти, выделение и замещение строк для кэширования областей физической памяти, обеспечение согласованности данных внутреннего кэша и оперативной памяти, управление кэшированием. Любой внутренний запрос процессора на обращение к памяти направляется на внутренний кэш. Теги четырех строк набора, который обслуживает данный адрес, сравниваются со старшими битами запрошенного физического адреса. Если адресуемая область представлена в строке кэш-памяти (случая попадания –cache hit), запрос на чтение обслуживается только кэш-памятью, не выходя на внешнюю шину. Запрос на запись модифицирует данную строку, и в зависимости от политики записи либо сразу выходит на внешнюю шину (при сквозной записи), либо несколько позже (при использовании алгоритма обратной записи). Преимуществом смешанной кэш-памяти является то, что при заданном объеме, ей свойственна более высокая вероятность попаданий, по сравнению с разделенной, поскольку в ней автоматически устанавливается оптимальный баланс между инструкциями и данными. Если в выполняемом фрагменте программы обращения к памяти связаны, в основном, с выборкой инструкций, а доля обращений к данным относительно мала, кэш-память имеет тенденцию заполнения инструкциями и наоборот. С другой стороны, при раздельной кэш-памяти, выборка инструкций и данных может производиться одновременно, при этом исключаются возможные конфликты. Последнее особенно существенно в системах, использующих конвейеризацию команд, где процессор извлекает команды с опережением и заполняет ими буфер или конвейер. Так,например, в процессоре Intel® 486 DX2 применялась смешанная кэш-память, В Intel® Pentium® и в AMD Athlon™ с их суперскалярной организацией – раздельная. Более того, в этих процессорах помимо кэш-памяти инструкций и кэш-памяти данных используется также и адресная кэш-память. Этот вид кэша используется в устройствах управления памятью, в том числе для преобразования виртуальных адресов в физические. Благодаря использованию нанотехнологий, для снижения потребляемой мощности, увеличения быстродействия ЭВМ( что достигается сокращением времени обмена данными между процессором и кэш-памятью) существует возможность, а более того имеются реальные примеры того, что кэш-память реализуют в одном кристале с процессором. Такая внутренняя кэш-память реализуется по технологии статического ОЗУ и является наиболее быстродействующей. Объем ее обычно составляет 64-128 Кбайт, причем дальнейшее увеличение ее объема приводит обычно к снижению быстродействия из-за усложнения схем управления и дешифрации адреса. Альтернативой, широко применяемой в настоящее время, является вторая (внешняя) кэш-память большего объема, расположенная между внутренней кэш-памятью и ОП. В этой двухуровневой системе кэш-памяти, внутренней памяти отводится роль первого уровня L1, а внешней - второго L2. емкость L2 обычно на порядок и более выше, чем L1, а быстродействие и стоимость ниже. Память второго уровня также строится обычно как статическое ОЗУ. Емкость ее может составлять от 256 Кбайт до 1 Мбайта и технически реализуется как в виде отдельной микросхемы, однако может размещаться и на одном кристалле с процессором. Самые современные процессоры от крупнейших производителей оснащаются сегодня кэш-памятью емкостью у Intel Pentium 4 на ядре Northwood - 512 Кбайт кэш-памяти L2, а процессоры Prescott будут выпускаться по 0,09-микронной технологии и получат кэш- память второго уровня удвоенного объема, который составит 1 Мбайт. Intel продолжает широко рекламировать свой "экстремальный" игровой процессор Pentium 4 Extreme Edition на основе модифицированного серверного ядра Gallatin с тактовой частотой 3,40 ГГц и кэш-памятью третьего уровня объемом 2 Мбайта. Она дополняет стандартный нортвудовский кэш L2 512 Кбайт и тоже работает на частоте ядра процессора (правда, с большей раза в два латентностью). Таким образом, в сумме новый Pentium 4 Extreme Edition имеет кэш-память объемом 2,5 Мбайт. Дополнительная кэш-память третьего уровня ведет начало от серверных процессоров Xeon MP на 0,13-микронном ядре Gallatin и не имеет ничего общего с грядущим 90- нанометровым Prescott, однако этот кристалл (ядро) все же немного переработали с целью поддержки системной шины 800 МГц, уменьшения энергопотребления и др. и упаковали в стандартный корпус от текущих Pentium 4. В свою очередь AMD Athlon 64 и AMD Opteron работающие на более высокой частоте 2200 МГц, производятся по 0,13-микронной технологии (SOI) и содержат 105,9 млн. транзисторов и отличаются от предшествующих Athlon XP новым ядром с 64-битными возможностями вычислений (наряду с улучшенными 32-битными на базе прежнего ядра Athlon XP), кэш-памятью второго уровня объемом 1 Мбайт (причем кэш у Атлонов инклюзивный, то есть полный объем с учетом 128 Кбайт L1 составляет 1152 Кбайт). При доступе к памяти, ЦП сначала обращается к кэш-памяти первого уровня. При промахе производится обращение к кэш-памяти второго уровня. Если информация отсутствует и в L2, производится обращение к ОП, и соответствующий блок заносится сначала в L2, а затем и в L1. Благодаря такой процедуре, часто запрашиваемая информация может быть легко восстановлена из кэш-памяти второго уровня. Потенциальная экономия за счет применения L2 зависит от вероятности попаданий как в L1, так и L2. Однако, опыт Intel и AMD показывает, что использование кэш-памяти второго уровня существенно улучшает производительность. Именно поэтому во всех проанонсированых производителями новейших версиях процессоров применяется двухуровневая и даже трехуровневая организация кэш-памяти. Статическая и динамическая память В каждом современном ЦП предусмотрено некоторое количество статической памяти, работающей на частоте ядра. Именно статической, поскольку использование динамической памяти в этих целях представляется крайне нерациональным. Одна ячейка статической памяти состоит из шести транзисторов и двух резисторов (для техпроцессов с проектными нормами до 0,5 мкм могли быть использованы только четыре транзистора на одну ячейку, с дополнительным слоем поликремния и с более жесткими ограничениями по максимальной тактовой частоте), в то время как аналогичная структура динамической памяти состоит из одного транзистора и одного конденсатора. Быстродействие статической памяти намного выше (емкость, используемая в динамической памяти, имеет определенную скорость зарядки до требуемого уровня, определяющую "частотный потолок"), но из-за большего количества составляющих элементов она существенно дороже в производстве и отличается более высоким энергопотреблением. Битовое значение ячейки статической памяти характеризуется состоянием затворов транзисторов, а динамической - уровнем заряда конденсатора. Так как конденсаторы имеют свойство с течением времени разряжаться, то для поддержания их состояния требуется регулярная перезарядка (для современных микросхем динамической памяти - приблизительно 15 раз в секунду). Кроме того, при операции чтения из ячейки динамической памяти конденсатор разряжается, т. е. ячейка утрачивает свой первоначальный заряд, а следовательно должна быть перезаряжена. Очевидно, что статическая память используется там, где требуется максимальное быстродействие (регистры ЦП, кэш-память, локальная память сигнального процессора), а динамическая - там, где приоритетом является объем, а не скорость чтения-записи (оперативная память, буферы периферийных устройств). TLB как разновидность кэш-памяти Почти все современные ЦП обладают TLB (Translation Look-aside Buffers, вспомогательные буфера преобразования). Своим существованием они обязаны тому факту, что ЦП в работе используют преимущественно виртуальные адреса оперативной памяти, в то время как контроллеры оперативной и кэш-памяти работают преимущественно с реальными адресами. Для того чтобы не вычислять при каждом обращении к памяти реальный адрес из виртуального, в ЦП присутствуют таблицы соответствия виртуальных адресов страниц памяти реальным. Как правило, их объем невелик (от единиц до сотен записей), но этого вполне достаточно, поскольку часто запрашиваемые данные или команды обычно хорошо локализуются в пределах страницы памяти размером 4 или 8 Кбайт. Что же происходит, если запрашиваемого реального адреса какой-либо страницы не находится в TLB? A-box ЦП отрабатывает специальный вызов (exception trap), на который ОС должна адекватно отреагировать, т. е. произвести поиск нужной страницы в своих таблицах подсистемы виртуальной памяти. Если в процессе поиска окажется, что указанная страница находится в файле или разделе подкачки, то она должна незамедлительно быть оттуда считана в оперативную память. В итоге А-box ЦП получит реальный адрес нужной страницы памяти и процесс пойдет своим путем. Стоит также заметить, что единой схемы адресации записей кэш-памяти не существует. Поэтому в зависимости от иерархического расположения и целевого назначения данной структуры кэш-памяти, а также идей построения определенного ЦП может использоваться выборочно как реальная, так и виртуальная адресация записей, или даже гибридная схема (реальное тегирование с виртуальной индексацией), что предполагает и соответствующую организацию структуры TLB. Раздел 2 Организация кэш-памяти Концепция кэш-памяти возникла раньше чем архитектура IBM/360, и сегодня кэш- память имеется практически в любом классе компьютеров, а в некоторых компьютерах - во множественном числе. Рис. 2. Типовые значения ключевых параметров для кэш-памяти рабочих станций и серверов Все термины, которые были определены раньше могут быть использованы и для кэш-памяти, хотя слово "строка" (line) часто употребляется вместо слова "блок" (block). На рисунке 2 представлен типичный набор параметров, который используется для описания кэш-памяти. Рассмотрим организацию кэш-памяти более детально, отвечая на четыре вопроса об иерархии памяти. 1. Где может размещаться блок в кэш-памяти? Принципы размещения блоков в кэш-памяти определяют три основных типа их организации: Если каждый блок основной памяти имеет только одно фиксированное место, на котором он может появиться в кэш-памяти, то такая кэш-память называется кэшем с прямым отображением (direct mapped). Это наиболее простая организация кэш-памяти, при которой для отображение адресов блоков основной памяти на адреса кэш-памяти просто используются младшие разряды адреса блока. Таким образом, все блоки основной памяти, имеющие одинаковые младшие разряды в своем адресе, попадают в один блок кэш- памяти, т.е. (адрес блока кэш-памяти) = (адрес блока основной памяти) mod (число блоков в кэш-памяти) Если некоторый блок основной памяти может располагаться на любом месте кэш- памяти, то кэш называется полностью ассоциативным (fully associative). Если некоторый блок основной памяти может располагаться на ограниченном множестве мест в кэш-памяти, то кэш называется множественно-ассоциативным (set associative). Обычно множество представляет собой группу из двух или большего числа блоков в кэше. Если множество состоит из n блоков, то такое размещение называется множественно- ассоциативным с n каналами (n-way set associative). Для размещения блока прежде всего необходимо определить множество. Множество определяется младшими разрядами адреса блока памяти (индексом): памяти. Следует отметить, что остановы по записи могут возникать и при наличии буфера записи. При промахе во время записи имеются две дополнительные возможности: • разместить запись в кэш-памяти (write allocate) (называется также выборкой при записи (fetch on write)). Блок загружается в кэш-память, вслед за чем выполняются действия аналогичные выполняющимся при выполнении записи с попаданием. Это похоже на промах при чтении. • не размещать запись в кэш-памяти (называется также записью в окружение (write around)). Блок модифицируется на более низком уровне и не загружается в кэш- память. Обычно в кэш-памяти, реализующей запись с обратным копированием, используется размещение записи в кэш-памяти (в надежде, что последующая запись в этот блок будет перехвачена), а в кэш-памяти со сквозной записью размещение записи в кэш-памяти часто не используется (поскольку последующая запись в этот блок все равно пойдет в память). Стратегия размещения. На сложность этого механизма существенное влияние оказывает стратегия размещения, определяющая, в какое место кэш-памяти следует поместить каждый блок из основной памяти. В зависимости от способа размещения данных основной памяти в кэш-памяти существует три типа кэш-памяти: • кэш с прямым отображением (размещением); • полностью ассоциативный кэш; • множественный ассоциативный кэш или частично-ассоциативный. Кэш с прямым отображением (размещением) является самым простым типом буфера. Адрес памяти однозначно определяет строку кэша, в которую будет помещен блок информации. При этом предпо- лагается, что оперативная память разбита на блоки и каждому та- кому блоку в буфере отводится всего одна строка. Это простой и недорогой в реализации способ отображения. Основной его недостаток – жесткое закрепление за определенными блоками ОП одной строки в кэше. Поэтому, если программа поочередно обращается к словам из двух различных блоков, отображаемых на одну и ту же строку кэш-памяти, постоянно будет происходить обновление данной строки и вероятность попадания будет низкой. Кэш с полностью ассоциативным отображением позволяет преодолеть недостаток прямого, разрешая загрузку любого блока ОП в любую строку кэш-памяти. Логика управления выделяет в адресе ОП два поля: поле тега и поле слова. Поле тега совпадает с адресом блока ОП. Для проверки наличия копии блока в кэш-памяти, логика управления кэша должна одновременно проверить теги всех строк на совпадение с полем тега адреса. Ассоциативное отображение обеспечивает гибкость при выборе строки для вновь записываемого блока. Принципиальный недостаток этого способа – в необходимости использования дорогой ассоциативной памяти. Множественно-ассоциативный тип или частично-ассоциативный тип отображения – это один из возможных компромиссов, сочетающий достоинства прямого и ассоциативного способов. Кэш-память ( и тегов и данных) разбивается на некоторое количество модулей. Зависимость между модулем и блоками ОП такая же жесткая, как и при прямом отображении. А вот размещение блоков по строкам модуля произвольное и для поиска нужной строки в пределах модуля используется ассоциативный принцип. Этот способ отображения наиболее широко распространен в современных микропроцессорах. Отображение секторов ОП в кэш-памяти. Данный тип отображения применяется во всех современных ЭВМ и состоит в том, что вся ОП разбивается на секторы, состоящие из фиксированного числа последовательных блоков. Кэш-память также разбивается на секторы, содержащие такое же количество строк. Расположение блоков в секторе ОП и секторе кэша полностью совпадает. Отображение сектора на кэш-память осуществляется ассоциативно, те любой сектор из ОП может быть помещен в любой сектор кэша. Таким образом, в процессе работы АЛУ обращается в поисках очередной команды к ОП, в результате чего, в кэш загружается( в случае отсутствия там блока, содержащего эту команду), целый сектор информации из ОП, причем по принципу локальности, за счет этого достигается значительное увеличение быстродействия системы. Иерархическая модель кэш-памяти Как правило, кэш-память имеет многоуровневую архитектуру. Например, в компьютере с 32 Кбайт внутренней (в ядре ЦП) и 1 Мбайт внешней (в корпусе ЦП или на системной плате) кэш-памяти первая будет считаться кэш-памятью 1-го уровня (L1), а вторая - кэш-памятью 2-го уровня (L2). В современных серверных системах количество уровней кэш-памяти может доходить до четырех, хотя наиболее часто используется двух- или трехуровневая схема. В некоторых процессорных архитектурах кэш-память 1-го уровня разделена на кэш команд (Instruction Cache, I-cache) и кэш данных (Data Cache, D-cache), причем необязательно одинаковых размеров. С точки зрения схемотехники проще и дешевле проектировать раздельные I-cache и D-cache: выборку команд проводит I-box, а выборку данных - Е-box и F-box, хотя в обоих случаях задействуются А-box и С-box. Все эти блоки велики, и обеспечить им одновременный и быстрый доступ к одному кэшу проблематично. Кроме того, это неизбежно потребовало бы увеличения количества портов доступа, что также усложняет задачу проектирования. Так как I-cache и D-cache должны обеспечивать очень низкие задержки при доступе (это справедливо для любого кэша L1), приходится жертвовать их объемом - обычно он составляет от 16 до 32 Кбайт. Ведь чем меньше размер кэша, тем легче добиться низких задержек при доступе. Кэш-память 2-го уровня, как правило, унифицирована, т. е. может содержать как команды, так и данные. Если она встроена в ядро ЦП, то говорят о S-cache (Secondary Cache, вторичный кэш), в противном случае - о B-cache (Backup Cache, резервный кэш). В современных серверных ЦП объем S-cache составляет от одного до нескольких мегабайт, a B-cache - до 64 Мбайт. Если дизайн ЦП предусматривает наличие встроенной кэш-памяти 3-го уровня, то ее именуют T-cache (Ternary Cache, третичный кэш). Как правило, каждый последующий уровень кэш-памяти медленнее, но больше предыдущего по объему. Если в системе присутствует B-cache (как последний уровень модели кэш-памяти), то он может контролироваться как ЦП, так и набором системной логики. Если в момент выполнения некоторой команды в регистрах не окажется данных для нее, то они будут затребованы из ближайшего уровня кэш-памяти, т. е. из D-cache. В случае их отсутствия в D-Cache запрос направляется в S-cache и т. д. В худшем случае данные будут доставлены непосредственно из памяти. Впрочем, возможен и еще более печальный вариант, когда подсистема управления виртуальной памятью операционной системы (ОС) успевает вытеснить их в файл подкачки на жесткий диск. В случае доставки из оперативной памяти потери времени на получение нужных данных могут составлять от десятков до сотен тактов ЦП, а в случае нахождения данных на жестком диске речь уже может идти о миллионах тактов. Ассоциативность кэш-памяти Одна из фундаментальных характеристик кэш-памяти - уровень ассоциативности - отображает ее логическую сегментацию. Дело в том, что последовательный перебор всех строк кэша в поисках необходимых данных потребовал бы десятков тактов и свел бы на нет весь выигрыш от использования встроенной в ЦП памяти. Поэтому ячейки ОЗУ жестко привязываются к строкам кэш-памяти (в каждой строке могут быть данные из фиксированного набора адресов), что значительно сокращает время поиска. С каждой ячейкой ОЗУ может быть связано более одной строки кэш-памяти: например, n-канальная ассоциативность (n-way set associative) обозначает, что информация по некоторому адресу оперативной памяти может храниться в п мест кэш-памяти. Выбор места может проводиться по различным алгоритмам, среди которых чаще всего используются принципы замещения LRU (Least Recently Used, замещается запись, запрошенная в последний раз наиболее давно) и LFU (Least Frequently Used, запись, наименее часто запрашиваемая), хотя существуют и модификации этих принципов. Например, полностью ассоциативная кэшпамять (fully associative), в которой информация, находящаяся по произвольному адресу в оперативной памяти, может быть размещена в произвольной строке. Другой вариант - прямое отображение (direct mapping), при котором информация, которая находится по произвольному адресу в оперативной памяти, может быть размещена только в одном месте кэш-памяти. Естественно, этот вариант обеспечивает наибольшее быстродействие, так как при проверке наличия информации контроллеру придется "заглянуть" лишь в одну строку кэша, но и наименее эффективен, поскольку при записи контроллер не будет выбирать "оптимальное" место. При одинаковом объеме кэша схема с полной ассоциативностью будет наименее быстрой, но наиболее эффективной. Полностью ассоциативный кэш встречается на практике, но, как правило, у него очень небольшой объем. Например, в ЦП Cyrix 6x86 использовалось 256 байт такого кэша для команд перед унифицированным 16-или 64-Кбайт кэшем L1. Часто полноассоциативную схему применяют при проектировании TLB (о них будет рассказано ниже), кэшей адресов переходов, буферов чтения-записи и т. д. Как правило, уровни ассоциативности I-cache и D-cache довольно низки (до четырех каналов) - их увеличение нецелесообразно, поскольку приводит к увеличению задержек доступа и в итоге негативно отражается на производительности. В качестве некоторой компенсации увеличивают ассоциативность S-cache (обычно до 16 каналов), так как задержки при доступе к этому кэшу неважны. Например, согласно результатам исследований часто используемых целочисленных задач, у Intel Pentium III 16 Кбайт четырехканального D-cache было достаточно для покрытия около 93% запросов, а 16-Кбайт четырехканального I-cache - 99% запросов. Размер строки и тега кэш-памяти Немаловажная характеристика кэш-памяти - размер строки. Как правило, на одну строку полагается одна запись адреса (так называемый тег), которая указывает, какому адресу в оперативной памяти соответствует данная линия. Очевидно, что нумерация отдельных байтов нецелесообразна, поскольку в этом случае объем служебной информации в кэше в несколько раз превысит объем самих данных. Поэтому один тег обычно полагается на одну строку, размер которой обычно 32 или 64 байта (реально существующий максимум 1024 байта), и эквивалентен четырем (иногда восьми) разрядностям системной шины данных. Кроме того, каждая строка кэш-памяти сопровождается некоторой информацией для обеспечения отказоустойчивости: одним или несколькими битами контроля четности (parity) или восемью и более байтами обнаружения и коррекции ошибок (ЕСС, Error Checking and Correcting), хотя в массовых решениях часто не используют ни того, ни другого. и тег обновляется. Определенных преимуществ или недостатков такой подход не имеет - иногда это может дать незначительный прирост производительности, но также и привести к засорению кэша ненужной информацией. Сегментирование кэш-памяти и быстродействие жестких дисков В первой части данного обзора мы познакомились с режимом Performance Mode у SCSI-дисков Seagate Cheetah со скоростью вращения 10 000 и 15 000 об./мин — Cheetah 10K.7 и Cheetah 15K.4. Напомню, что утилита Seagate SeaTools Enterprise позволяет пользователю управлять политикой кэширования и, в частности, переключать новейшие SCSI-диски Seagate между двумя разными моделями кэширования — Desktop Mode и Server Mode. Этот пункт в меню SeaTools носит название Performance Mode (PM) и может принимать два значения — On (Desktop Mode) и Off (Server Mode). Отличия между этими двумя режимами чисто программные — в случае Desktop Mode кэш-память жесткого диска разбивается на фиксированное число сегментов постоянного (одинакового) объема и далее они используются для кэширования обращений при чтении и записи. Причем, в отдельном пункте меню пользователь даже может сам назначать количество сегментов (управлять сегментированием кэша): например, вместо дефолтных 32-х сегментов проставить другое значение (при этом объем каждого сегмента пропорционально уменьшится). В случае же Server Mode сегменты буфера (кэша диска) могут динамически (пере)назначаться, меняя при этом свой размер и количество. Микропроцессор (и микропрограмма) диска сами динамически оптимизируют количество (и емкость) сегментов кэш-памяти в зависимости от поступающих для исполнения на диск команд. Тогда мы смогли выяснить, что использование новых накопителей Seagate Cheetah в режиме «Desktop» (при фиксированном сегментировании по умолчанию — на 32 сегмента) вместо дефолтного «Server» с динамическим сегментированием способно немного поднять производительность дисков в ряде задач, более характерных для настольного компьютера или медиа-серверов. Причем, эта прибавка порой может достигать 30-100% (!) в зависимости от типа задачи и модели диска, хотя в среднем она оценивается величиной 30%, что, согласитесь, тоже неплохо. Среди таких задач — рутинная работа настольного ПК (тесты WinBench, PCmark, H2bench), чтение и копирование файлов, дефрагментация. При этом в чисто серверных приложениях производительность накопителей почти не падает (если и падает, то незначительно). Впрочем, заметный выигрыш от использования Desktop Mode мы смогли наблюдать только на диске Cheetah 10K.7, тогда как ее старшей сестрице Cheetah 15K.4 оказалось почти все равно, в каком из режимов работать над настольными приложениями. Пытаясь разобраться дальше, как влияет сегментирование кэш-памяти этих жестких дисков на производительность в различных приложениях и какие режимы сегментирования (какое количество сегментов памяти) более выгодно при выполнении тех или иных задач, я исследовал влияние количества сегментов кэш-памяти на производительность диска Seagate Cheetah 15K.4 в широком диапазоне значений — от 4 до 128 сегментов (4, 8, 16, 32, 64 и 128). Результаты этих исследований и предлагаются вашему вниманию в этой части обзора. Подчеркну, что данные результаты интересны не только сугубо для этой модели дисков (или SCSI-дисков Seagate в целом) — сегментирование кэш-памяти и выбор количества сегментов — это одно из основных направлений оптимизации firmware, в том числе, настольных дисков с интерфейсом ATA, которые сейчас также оснащаются преимущественно буфером 8 Мбайт. Поэтому описанные в данной статье результаты производительности накопителя в различных задачах в зависимости от сегментирования его кэш-памяти имеют отношение и к индустрии настольных ATA-накопителей. А поскольку методика испытаний была описана в первой части, переходим непосредственно к самим результатам. Впрочем, прежде, чем перейти к обсуждению результатов, взглянем чуть подробнее на устройство и работу сегментов кэш-памяти диска Seagate Cheetah 15K.4, чтобы лучше понимать, о чем идет речь. Из восьми мегабайт для собственно кэш-памяти (то есть для кэширующих операций) здесь доступно 7077 Кбайт (остальное — служебная область). Эта область делится на логические сегменты (Mode Select Page 08h, byte 13), которые используются для чтения и записи данных (для осуществления функций упреждающего чтения с пластин и отложенной записи на поверхность диска). Для обращения к данным на магнитных пластинах сегменты используют именно логическую адресацию блоков накопителя. Диски этой серии поддерживают максимум 64 сегмента кэш-памяти, причем длина каждого сегмента равна целому числу секторов диска. Объем доступной кэш- памяти, по всей видимости, распределяется поровну между сегментами, то есть если сегментов, скажем, 32, то объем каждого сегмента равен примерно 220 Кбайт. При динамической сегментации (в режиме PM=off) количество сегментов может меняться винчестером автоматически в зависимости от потока команд от хоста. Приложения для серверов и настольных компьютеров требуют различных операций кэширования от дисков для обеспечения оптимальной производительности, поэтому сложно обеспечить единую конфигурацию для наилучшего выполнения этих задач. По мнению Seagate, для «настольных» приложений требуется сконфигурировать кэш-память так, чтобы быстро отвечать на повторяющиеся запросы большого количества небольших сегментов данных без задержек на упреждающее чтение смежных сегментов. В серверных задачах, напротив, требуется так сконфигурировать кэш, чтобы обеспечить поступление больших объемов последовательных данных в неповторяющихся запросах. В этом случае более важна способность кэш-памяти хранить больше данных из смежных сегментов при упреждающем чтении. Поэтому для Desktop Mode производитель рекомендует использовать 32 сегмента (в ранних версиях Cheetah использовались 16 сегментов), а для Server Mode адаптивное количество сегментов стартует всего с трех на весь кэш, хотя в процессе работы может и увеличиваться. Мы в своих экспериментах по поводу влияния количества сегментов на производительность в различных приложениях ограничимся диапазоном от 4 сегментов до 64 сегментов, а в качестве проверки «прогоним» диск также при 128 сегментах, установленных в программе SeaTools Enterprise (программа при этом не сообщает, что данное количество сегментов в этом диске недопустимо). Увеличение производительности кэш-памяти Формула для среднего времени доступа к памяти в системах с кэш-памятью выглядит следующим образом: Среднее время доступа = Время обращения при попадании + Доля промахов x Потери при промахе Эта формула наглядно показывает пути оптимизации работы кэш-памяти: сокращение доли промахов, сокращение потерь при промахе, а также сокращение времени обращения к кэш-памяти при попадании. На рисунке 5.38 кратко представлены различные методы, которые используются в настоящее время для увеличения производительности кэш- памяти. Использование тех или иных методов определяется прежде всего целью разработки, при этом конструкторы современных компьютеров заботятся о том, чтобы система оказалась сбалансированной по всем параметрам. Зачем увеличивать кэш ? Первичная причина увеличения объема встроенного кэша может заключаться в том, что кэш-память в современных процессорах работает на той же скорости, что и сам процессор. Частота процессора в этом случае никак не меньше 3200 MГц. Больший объем кэша позволяет процессору держать большие части кода готовыми к выполнению. Такая архитектура процессоров сфокусирована на уменьшении задержек, связанных с простоем процессора в ожидании данных. Современные программы, в том числе игровые, используют большие части кода, который необходимо извлекать из системной памяти по первому требованию процессора. Уменьшение промежутков времени, уходящих на передачу данных от памяти к процессору, - это надежный метод увеличения производительности приложений, требующих интенсивного взаимодействия с памятью. Кэш L3 имеет немного более высокое время ожидания, чем L 1 и 2, это вполне естественно. Хоть он и медленнее, но все-таки он значительно более быстрый, чем обычная память. Не все приложения выигрывают от увеличения объема или скорости кэш- памяти. Это сильно зависит от природы приложения. Если большой объем встроенного кэша - это хорошо, тогда что же удерживало Intel и AMD от этой стратегии ранее? Простым ответом является высокая себестоимость такого решения. Резервирование пространства для кэша очень дорого. Стандартный 3.2GHz Northwood содержит 55 миллионов транзисторов. Добавляя 2048 КБ кэша L3, Intel идет на увеличение количества транзисторов до 167 миллионов. Простой математический расчет покажет нам, что EE - один из самых дорогих процессоров. Сайт AnandTech провел сравнительное тестирование двух систем, каждая из которых содержала два процессора – Intel Xeon 3,6 ГГц в одном случае и AMD Opteron 250 (2,4 ГГц) – в другом. Тестирование проводилось для приложений ColdFusion MX 6.1, PHP 4.3.9, и Microsoft .NET 1.1. Конфигурации выглядели следующим образом: AMD - Dual Opteron 250; - 2 ГБ DDR PC3200 (Kingston KRX3200AK2); - системная плата Tyan K8W; - ОС Windows 2003 Server Web Edition (32 бит); - 1 жесткий IDE 40 ГБ 7200 rpm, кэш 8 МБ Intel - Dual Xeon 3.6 ГГц; - 2 ГБ DDR2; - материнская плата Intel SE7520AF2; - ОС Windows 2003 Server Web Edition (32 бит); - 1 жесткий IDE 40 ГБ 7200 rpm, кэш 8 МБ На приложениях ColdFusion и PHP, не оптимизированных под ту или иную архитектуру, чуть быстрее (2,5-3%) оказались Opteron’ы, зато тест с .NET продемонстрировал последовательную приверженность Microsoft платформе Intel, что позволило паре Xeon’ов вырваться вперед на 8%. Вывод вполне очевиден: используя ПО Microsoft для веб-приложений, есть смысл выбрать процессоры Intel, в других случаях несколько лучшим выбором будет AMD. Больше – не всегда лучше Частота промахов при обращении к кэш-памяти может быть значительно снижена за счет увеличения емкости кэша. Но большая кэш-память требует больше энергии, генерирует больше тепла и увеличивает число бракованных микросхем при производстве. Один из способов обойти эти трудности — передача логики управления кэш- памятью от аппаратного обеспечения к программному. «Компилятор потенциально в состоянии анализировать поведение программы и генерировать команды по переносу данных между уровнями памяти», — отметил Шен. Управляемая программным образом кэш-память сейчас существует лишь в исследовательских лабораториях. Возможные трудности связаны с тем, что придется переписывать компиляторы и перекомпилировать унаследованный код для всех процессоров нового поколения. Рис. 1.3. Панель дефрагментации с отчетом Далее следуют отчеты результатов анализа и дефрагментации диска Е: Том (E:) до дефрагментации: Размер тома = 30,58 ГБ Размер кластера = 4 КБ Занято = 21,23 ГБ Свободно = 9,35 ГБ Процент свободного места = 30 % Фрагментация тома Всего фрагментировано = 1 % Фрагментация файлов = 3 % Фрагментация свободного места = 0 % Фрагментация файлов Всего файлов = 6 720 Средний размер файла = 4 МБ Всего фрагментировано файлов = 23 Всего лишних фрагментов = 105 В среднем фрагментов на файл = 1,01 Фрагментация файла подкачки Размер файла подкачки = 0 байт Всего фрагментов = 0 Фрагментация папок Всего папок = 307 Фрагментировано папок = 39 Лишних фрагментов папок = 317 Фрагментация MFT (Master File Table) Общий размер MFT = 26 МБ Счетчик записей MFT = 7 049 Процент использования MFT = 26 % Всего фрагментов MFT = 2 -------------------------------------------------------------------------------- Фрагментов Размер файла Наиболее фрагментированные файлы 44 180 КБ \Need for Speed Most Wanted\SOUND\ENGINE 31 7 МБ \System Volume Information\RP32\A0020244.exe 29 120 КБ \age of mythology\Eng\history\units 29 120 КБ \age of mythology\locale\history\units 28 116 КБ \age of mythology\Eng\history\techs 28 116 КБ \age of mythology\locale\history\techs 25 108 КБ \Need for Speed Most Wanted\TRACKS\L2RA 11 44 КБ \2\Katjuha 2005 10 625 КБ \System Volume Information\RP32\A0020265.exe 10 69 КБ \Thumbs.db 9 548 КБ \System Volume Information\RP32\A0020243.exe 9 40 КБ \Need for Speed Most Wanted\NIS 8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\Sv 8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\pt-br 8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\pt 8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\NL 8 126 КБ \System Volume Information\RP34\change.log.2 8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\Da 8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\en-uk 8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\De 8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\fr-fr 8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\Fi 8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\es 7 32 КБ \Need for Speed Most Wanted\EA Help 7 28 КБ \Need for Speed Most Wanted\CARS 7 60 КБ \2\@1@ 6 372 КБ \System Volume Information\RP32\A0020250.dll 6 336 КБ \System Volume Information\RP32\A0020247.exe 6 64 КБ \2\@@@@ 5 316 КБ \System Volume Information\RP32\A0020241.exe Том (E:) после дефрагментации: Размер тома = 30,58 ГБ Размер кластера = 4 КБ Занято = 21,23 ГБ Свободно = 9,35 ГБ Процент свободного места = 30 % Фрагментация тома Всего фрагментировано = 0 % Фрагментация файлов = 0 % Фрагментация свободного места = 0 % Фрагментация файлов Всего файлов = 6 720 Средний размер файла = 4 МБ Всего фрагментировано файлов = 0 Всего лишних фрагментов = 0 В среднем фрагментов на файл = 1,00 Фрагментация файла подкачки Размер файла подкачки = 0 байт Всего фрагментов = 0 Фрагментация папок Всего папок = 307 Фрагментировано папок = 1 Лишних фрагментов папок = 0 Фрагментация MFT (Master File Table) Общий размер MFT = 26 МБ Счетчик записей MFT = 7 049 Процент использования MFT = 26 % Всего фрагментов MFT = 2 -------------------------------------------------------------------------------- Фрагментов Размер файла Файлы, которые не могут быть дефрагментированы отсутствует Вывод Из отчетов видно, что после дефрагментации диска Е: фрагментированных файлов не осталось. Произошла полная дефрагментация диска.