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HNU计算机体系结构-实验3：多cache一致性算法

news 2025/9/16 4:49:23

文章目录

实验3 多cache一致性算法
- 一、实验目的
- 二、实验说明
- 三实验内容
- - 1、cache一致性算法-监听法模拟
  - 2、cache一致性算法-目录法模拟
- 四、思考题
- 五、实验总结

实验3 多cache一致性算法

一、实验目的

熟悉cache一致性模拟器（监听法和目录法）的使用，并且理解监听法和目录法的基本思想，加深对多cache一致性的理解。

做到给出指定的读写序列，可以模拟出读写过程中发生的替换、换出等操作，同时模拟出cache块的无效、共享和独占态的相互切换。

二、实验说明

学习cache一致性监听法和目录法，并且进行一致性算法的模拟实验，同时熟悉相关知识。

三实验内容

1、cache一致性算法-监听法模拟

1）利用监听法模拟器进行下述操作，并填写下表

以下 I 表示无效, S表示共享, E表示独占。模拟器采用不优化设置.

所进行的访问	是否发生了替换？	是否发生了写回？	监听协议进行的操作与块状态改变
CPU A 读第5块	替换 Cache A的块1	否	CPU A读不命中, Cache A发出BusRd信号, 存储器第5块经Bus传送到Cache A第1块, Cache A第1块状态从I变成S
CPU B 读第5块	替换Cache B的块1	否	CPU B读不命中, Cache B发出BusRd信号, 存储器第5块经Bus传送到Cache B第1块, Cache B第1块状态从I变成S
CPU C 读第5块	替换Cache C的块1	否	CPU C读不命中, Cache C发出BusRd信号, 存储器第5块经Bus传送到Cache C第1块, Cache C第1块状态从I变成S
CPU B 写第5块	否	否	CPU B写命中, Cache B向Bus发出写作废信号, Cache A第1块和Cache C第1块状态都从S变成I, Cache B第1块状态从S变成E
CPU D 读第5块	替换 Cache D的块1	Cache B的块1写回	CPU D读不命中, Cache D发出BusRd信号, Cache B监听到后把它的第1块写回到存储器第5块, 然后状态从E变成I。之后该块又从存储器传送到Cache D第1块, 状态设为E
CPU B 写第21块	替换CacheB 的块1	否	CPU B写不命中, Cache B发出BusRdx信号, 存储器第21块经Bus传送到Cache B第1块, 将原本的第1块替换出去, 状态设为E
CPU A 写第23块	替换CacheA的块3	否	CPU A读不命中, Cache A发出BusRdx信号, 存储器第23块经Bus传送到Cache A第3块, 状态设为E
CPU C 写第23块	替换CacheC的块3	CacheA的块3写回	CPU C写不命中, Cache C发出BusRdx信号, Cache A监听到该信号, 将其第3块写回到存储器第23块, 同时Cache A中该块状态改为I。之后存储器第23块传送到Cache C第3块, 状态设为E
CPU B 读第29块	替换CacheB的块1	CacheB的块1写回	CPU B读不命中, Cache B发出BusRd信号, 存储器第29块经Bus传送到Cache B第1块, 将原来的块替换出去, 将状态设为S
CPU B 写第5块	替换CacheB的块1	否	CPU B写不命中, Cache B发出BusRdx信号, Cache D监听到该信号后将其第1块作废, 存储器第5块传送到Cache B第1块, 替换原来的块, 状态设为E

2）请截图，展示执行完以上操作后整个cache系统的状态

监听法的基本原理是，每个处理器核心的缓存都可以监视（监听）其他核心对共享数据的读写操作。当一个处理器核心对共享数据进行写入时，它会发送一个写入操作的通知（invalidate、update等）给其他核心的缓存，告知它们更新或无效化相应的缓存行。其他核心的缓存会在收到通知后，根据通知的类型进行相应的操作。

以下是监听法模拟的基本步骤：

每个处理器核心的缓存行都包含一个有效位（valid bit）用于表示缓存行是否有效，以及一个标签（tag）用于唯一标识该缓存行所存储的内存地址。
当一个处理器核心对共享数据进行写入操作时，它首先检查自己的缓存中是否存在该数据的缓存行。如果存在，它将更新缓存行中的数据，并将该缓存行标记为“已修改（modified）”。
同时，该核心会发送一个写入操作的通知给其他核心的缓存，通知它们该缓存行已经被修改。这个通知可以是无效化（invalidate）操作或更新（update）操作，具体的实现方式取决于具体的监听法协议。
其他核心的缓存在接收到通知后，根据通知的类型进行相应的操作：
1. 如果接收到无效化操作，则将自己的缓存行标记为无效（invalid），以后再访问该数据时需要从主内存或其他核心的缓存中重新获取。
2. 如果接收到更新操作，则将自己的缓存行中的数据更新为最新的数据。
当一个处理器核心需要读取共享数据时，它首先检查自己的缓存中是否存在有效的缓存行。如果存在有效的缓存行，则直接读取缓存中的数据。如果缓存行无效，则需要从主内存或其他核心的缓存中获取最新的数据。

通过监听法模拟，每个核心都能感知到其他核心对共享数据的操作，并及时进行相应的缓存行更新或无效化，从而保持多核系统中缓存中的数据一致性。这种方式能够有效解决多核处理器中共享数据的一致性问题，提高系统的可靠性和性能。

2、cache一致性算法-目录法模拟

1）利用目录法模拟器进行下述操作，并填写下表

所进行的访问	监听协议进行的操作与块状态改变
CPU A 读第6块	Cache A读不命中从本地存储器中传送第6块到Cache A第2块, Cache A该块状态设为S, 存储器中第6块状态也设为S, 将对应A的presence bit置1
CPU B 读第6块	Cache B读不命中, 通过互联网络从宿主存储器中传送第6块到Cache B第2块, Cache B该块状态设为S, 存储器中将对应B的presence bit置1
CPU D 读第6块	Cache D读不命中, 通过互联网络从宿主存储器中传送第6块到Cache D第2块, Cache D该块状态设为S, 存储器中将对应D的presence bit置1
CPU B 写第6块	Cache B写命中, 向宿主存储器发送写命中信号, 宿主存储器向A, D发送作废信号, 将第6块的A, D对应的presence bit复位, 将块状态设为E。 Cache B写第2块, 将块状态设为E
CPU C 读第6块	Cache C读不命中, 向宿主存储器发送读缺失信号, 宿主存储器向Cache B发送Fetch信号, Cache B将其第2块状态设为S, 向宿主存储器写回该块。宿主存储器收到该块后将状态设为S, 将C对应的presence bit置1, 将该块传送给Cache C, Cache C将该块状态设为S
CPU D 写第20块	Cache D写不命中, Memory C通过互联网络从宿主存储器中传送第20块到Cache D第0块, Cache D该块状态设为E, 存储器中将对应D的presence bit置1, 块状态设为E
CPU A 写第20块	Cache A写不命中, 向宿主存储器中发送Write miss, 宿主存储器向Cache D发送Fectch信号, Cache D将其第0块写回宿主存储器, 将块状态设为I。存储器中将对应D的presence bit复位, 将A对应的presence bit置1, 块状态设为E, 将该块传送给Cache A。 Cache A中该块状态设为E
CPU D 写第6块	Cache D写不命中, 向宿主存储器发送Write miss, 宿主存储器向Cache D传送该块, 将对应B, C的presence bit复位, 将D对应的presence bit置1, 块状态设为E, 向Cache B, C发出作废信号。Cache D中该块状态设为E。 Cache B, C均将该块状态设为I
CPU A 读第12块	Cache A读不命中, 第12块要替换出Cache A中的第0块, 先将原本的第0块写回到宿主存储器第20块, 存储器中第20块状态变成未缓冲。宿主存储器将第12块的状态设为S, 将A对应的presence bit置1, 将该块传送给Cache A。然后换入, 块状态设为S

2）请截图，展示执行完以上操作后整个cache系统的状态

目录法的基本原理是，每个缓存块都有一个对应的目录项。目录项中记录了该缓存块在哪些核心的缓存中被缓存，以及该缓存块的共享状态。

以下是目录法模拟的基本步骤：

每个处理器核心的缓存块都包含一个有效位（valid bit）用于表示缓存块是否有效，以及一个标签（tag）用于唯一标识该缓存块所存储的内存地址。
每个缓存块的目录项记录了哪些核心的缓存中包含该缓存块的副本，并记录了每个核心对该缓存块的共享状态，例如“独占（exclusive）”、“共享（shared）”、“无效（invalid）”等。
当一个处理器核心需要读取共享数据时，它首先检查自己的缓存中是否存在该数据的缓存块。如果存在有效的缓存块，它会从该缓存块中读取数据。如果缓存块无效，则需要从主内存或其他核心的缓存中获取最新的数据。
当一个处理器核心对共享数据进行写入操作时，它首先检查自己的缓存中是否存在该数据的缓存块。如果存在有效的缓存块，并且该缓存块的共享状态为“独占”，表示该核心是唯一一个拥有该数据副本的核心，那么该核心可以直接在缓存块中更新数据。
如果存在有效的缓存块，但其共享状态为“共享”，表示其他核心也拥有该数据的副本，那么该核心需要向目录发送一个请求，请求将该缓存块的共享状态变为“独占”。同时，目录会向其他包含该数据副本的核心发送无效化操作，让它们将缓存块标记为无效。
当其他核心的缓存接收到无效化操作时，它们将对应的缓存块标记为无效。如果其他核心的缓存块在之后的访问中需要读取或写入该数据，它们需要从主内存或其他核心的缓存中重新获取最新的数据。

通过目录法的模拟，每个核心都可以通过目录来获取共享数据的最新状态，同时协调共享数据的访问。目录维护了所有共享数据的副本信息和共享状态，通过协调缓存之间的通信和状态转换，确保多核处理器系统中缓存的一致性。

四、思考题

目录法和监听法分别是集中式和基于总线，两者优劣是什么？

答：

监听法

优点：核数较少时，总线压力较小，成本低，效果好.
缺点：需要通过总线广播一致性相关信息. 总线上能够连接的处理器数目有限。当核数增多时，总线冲突增加, 监听带宽成为瓶颈

目录法

优点：使用集中目录来记录每个cache块的状态，不需要总线广播一致性信息, 总线压力小。
缺点：需要维护目录数据结构, 随着核数增加时目录的开销变大。

五、实验总结

在我进行对cache一致性模拟器的实验过程中，我深入研究了监听法和目录法这两种常见的cache一致性协议。通过实际的模拟器操作，我对这两种协议的原理和工作机制有了更深入的理解。

首先，我发现监听法是一种基于总线的cache一致性协议。在这个协议中，所有的缓存控制器都通过总线来监听其他缓存控制器的操作。当一个缓存控制器修改了共享数据时，它会通过总线发送一个信号，让其他缓存控制器将对应的缓存行置为无效。这样，其他缓存控制器在需要访问这个缓存行时，就会重新从内存中读取最新的数据，保证了数据的一致性。通过实验，我清晰地观察到了监听法的特点：简单、易于实现，但是总线的带宽成为性能瓶颈，并且在大规模系统中会导致严重的总线竞争问题。

其次，我研究了目录法，这是一种基于目录的cache一致性协议。在这个协议中，每个缓存控制器都维护了一个目录表，用于记录共享数据的状态和位置。当一个缓存控制器修改了共享数据时，它会向目录表发送一个更新请求，将对应的缓存行置为无效或者共享状态。其他缓存控制器在需要访问这个缓存行时，需要先向目录表发出请求，获取该数据的状态和位置信息，然后根据相应的状态进行操作。通过实验，我发现目录法相对于监听法来说，减轻了总线的压力，提高了并发度和扩展性。然而，目录的维护和更新会带来一定的开销，特别是在多处理器系统中。

其他缓存控制器在需要访问这个缓存行时，需要先向目录表发出请求，获取该数据的状态和位置信息，然后根据相应的状态进行操作。通过实验，我发现目录法相对于监听法来说，减轻了总线的压力，提高了并发度和扩展性。然而，目录的维护和更新会带来一定的开销，特别是在多处理器系统中。

通过这次实验，我不仅对cache一致性的概念和原理有了更深入的理解，还通过实际模拟操作加深了对监听法和目录法的理解。我认识到在设计和选择cache一致性协议时，需要综合考虑系统规模、性能需求、开销以及硬件限制等方面的因素。不同的协议适用于不同的场景，了解它们的特点和优缺点有助于我们做出合适的选择。同时，我也意识到cache一致性对于多处理器系统的正确性和性能具有重要影响，因此在实际应用中需要仔细权衡