Linux中的CacheMemory是什么

Linux中的Cache Memory是什么？針對(duì)這個(gè)問題，這篇文章給出了相對(duì)應(yīng)的分析和解答，希望能幫助更多想解決這個(gè)問題的朋友找到更加簡單易行的辦法。

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為什么需要cache memory

在思考cache是什么之前我們首先先來思考第一個(gè)問題：我們的程序是如何運(yùn)行起來的？我們應(yīng)該知道程序是運(yùn)行在 RAM之中，RAM 就是我們常說的DDR（例如 DDR3、DDR4等）。我們稱之為main memory（主存）當(dāng)我們需要運(yùn)行一個(gè)進(jìn)程的時(shí)候，首先會(huì)從Flash設(shè)備（例如，eMMC、UFS等）中將可執(zhí)行程序load到main memory中，然后開始執(zhí)行。在CPU內(nèi)部存在一堆的通用寄存器（register）。如果CPU需要將一個(gè)變量（假設(shè)地址是A）加1，一般分為以下3個(gè)步驟：

1. CPU 從主存中讀取地址A的數(shù)據(jù)到內(nèi)部通用寄存器 x0（ARM64架構(gòu)的通用寄存器之一）。

2. 通用寄存器 x0 加1。

3. CPU 將通用寄存器 x0 的值寫入主存。

我們將這個(gè)過程可以表示如下：

其實(shí)現(xiàn)實(shí)中，CPU通用寄存器的速度和主存之間存在著太大的差異。兩者之間的速度大致如下關(guān)系：

CPU register的速度一般小于1ns，主存的速度一般是65ns左右。速度差異近百倍。因此，上面舉例的3個(gè)步驟中，步驟1和步驟3實(shí)際上速度很慢。當(dāng)CPU試圖從主存中l(wèi)oad/store 操作時(shí)，由于主存的速度限制，CPU不得不等待這漫長的65ns時(shí)間。如果我們可以提升主存的速度，那么系統(tǒng)將會(huì)獲得很大的性能提升。

如今的DDR存儲(chǔ)設(shè)備，動(dòng)不動(dòng)就是幾個(gè)GB，容量很大。如果我們采用更快材料制作更快速度的主存，并且擁有幾乎差不多的容量。其成本將會(huì)大幅度上升。我們?cè)噲D提升主存的速度和容量，又期望其成本很低，這就有點(diǎn)難為人了。因此，我們有一種折中的方法，那就是制作一塊速度極快但是容量極小的存儲(chǔ)設(shè)備。那么其成本也不會(huì)太高。這塊存儲(chǔ)設(shè)備我們稱之為cache memory。

在硬件上，我們將cache放置在CPU和主存之間，作為主存數(shù)據(jù)的緩存。當(dāng)CPU試圖從主存中l(wèi)oad/store數(shù)據(jù)的時(shí)候， CPU會(huì)首先從cache中查找對(duì)應(yīng)地址的數(shù)據(jù)是否緩存在cache 中。如果其數(shù)據(jù)緩存在cache中，直接從cache中拿到數(shù)據(jù)并返回給CPU。當(dāng)存在cache的時(shí)候，以上程序如何運(yùn)行的例子的流程將會(huì)變成如下：

CPU和主存之間直接數(shù)據(jù)傳輸?shù)姆绞睫D(zhuǎn)變成CPU和cache之間直接數(shù)據(jù)傳輸。cache負(fù)責(zé)和主存之間數(shù)據(jù)傳輸。

多級(jí)cache memory

cahe的速度在一定程度上同樣影響著系統(tǒng)的性能。

一般情況cache的速度可以達(dá)到1ns，幾乎可以和CPU寄存器速度媲美。但是，這就滿足人們對(duì)性能的追求了嗎？并沒有。當(dāng)cache中沒有緩存我們想要的數(shù)據(jù)的時(shí)候，依然需要漫長的等待從主存中l(wèi)oad數(shù)據(jù)。為了進(jìn)一步提升性能，引入多級(jí)cache。

前面提到的cache，稱之為L1 cache（第一級(jí)cache）。我們?cè)贚1 cache 后面連接L2 cache，在L2 cache 和主存之間連接L3 cache。等級(jí)越高，速度越慢，容量越大。但是速度相比較主存而言，依然很快。不同等級(jí)cache速度之間關(guān)系如下：

經(jīng)過3級(jí)cache的緩沖，各級(jí)cache和主存之間的速度最萌差也逐級(jí)減小。在一個(gè)真實(shí)的系統(tǒng)上，各級(jí)cache之間硬件上是如何關(guān)聯(lián)的呢？我們看下Cortex-A53架構(gòu)上各級(jí)cache之間的硬件抽象框圖如下：

在Cortex-A53架構(gòu)上，L1 cache分為單獨(dú)的instruction cache（ICache）和data cache（DCache）。L1 cache是CPU私有的，每個(gè)CPU都有一個(gè)L1 cache。一個(gè)cluster 內(nèi)的所有CPU共享一個(gè)L2 cache，L2 cache不區(qū)分指令和數(shù)據(jù)，都可以緩存。所有cluster之間共享L3 cache。L3 cache通過總線和主存相連。

多級(jí)cache之間的配合工作

首先引入兩個(gè)名詞概念，命中和缺失。CPU要訪問的數(shù)據(jù)在cache中有緩存，稱為“命中” (hit)，反之則稱為“缺失” (miss)。多級(jí)cache之間是如何配合工作的呢？我們假設(shè)現(xiàn)在考慮的系統(tǒng)只有兩級(jí)cache。

當(dāng)CPU試圖從某地址load數(shù)據(jù)時(shí)，首先從L1 cache中查詢是否命中，如果命中則把數(shù)據(jù)返回給CPU。如果L1 cache缺失，則繼續(xù)從L2 cache中查找。當(dāng)L2 cache命中時(shí)，數(shù)據(jù)會(huì)返回給L1 cache以及CPU。如果L2 cache也缺失，很不幸，我們需要從主存中l(wèi)oad數(shù)據(jù)，將數(shù)據(jù)返回給L2 cache、L1 cache及CPU。這種多級(jí)cache的工作方式稱之為inclusive cache。

某一地址的數(shù)據(jù)可能存在多級(jí)緩存中。與inclusive cache對(duì)應(yīng)的是exclusive cache，這種cache保證某一地址的數(shù)據(jù)緩存只會(huì)存在于多級(jí)cache其中一級(jí)。也就是說，任意地址的數(shù)據(jù)不可能同時(shí)在L1和L2 cache中緩存。

直接映射緩存（Direct mapped cache）

我們繼續(xù)引入一些cache相關(guān)的名詞。cache的大小稱之為cahe size，代表cache可以緩存最大數(shù)據(jù)的大小。我們將cache平均分成相等的很多塊，每一個(gè)塊大小稱之為cache line，其大小是cache line size。

例如一個(gè)64 Bytes大小的cache。如果我們將64 Bytes平均分成64塊，那么cache line就是1字節(jié)，總共64行cache line。如果我們將64 Bytes平均分成8塊，那么cache line就是8字節(jié)，總共8行cache line?，F(xiàn)在的硬件設(shè)計(jì)中，一般cache line的大小是4-128 Byts。為什么沒有1 byte呢？原因我們后面討論。

這里有一點(diǎn)需要注意，cache line是cache和主存之間數(shù)據(jù)傳輸?shù)淖钚挝?。什么意思呢？?dāng)CPU試圖load一個(gè)字節(jié)數(shù)據(jù)的時(shí)候，如果cache缺失，那么cache控制器會(huì)從主存中一次性的load cache line大小的數(shù)據(jù)到cache中。例如，cache line大小是8字節(jié)。CPU即使讀取一個(gè)byte，在cache缺失后，cache會(huì)從主存中l(wèi)oad 8字節(jié)填充整個(gè)cache line。又是因?yàn)槭裁茨?？后面說完就懂了。

我們假設(shè)下面的講解都是針對(duì)64 Bytes大小的cache，并且cache line大小是8字節(jié)。我們可以類似把這塊cache想想成一個(gè)數(shù)組，數(shù)組總共8個(gè)元素，每個(gè)元素大小是8字節(jié)。就像下圖這樣。

現(xiàn)在我們考慮一個(gè)問題，CPU從0x0654地址讀取一個(gè)字節(jié)，cache控制器是如何判斷數(shù)據(jù)是否在cache中命中呢？cache大小相對(duì)于主存來說，可謂是小巫見大巫。所以cache肯定是只能緩存主存中極小一部分?jǐn)?shù)據(jù)。我們?nèi)绾胃鶕?jù)地址在有限大小的cache中查找數(shù)據(jù)呢？現(xiàn)在硬件采取的做法是對(duì)地址進(jìn)行散列（可以理解成地址取模操作）。我們接下來看看是如何做到的？

我們一共有8行cache line，cache line大小是8 Bytes。所以我們可以利用地址低3 bits（如上圖地址藍(lán)色部分）用來尋址8 bytes中某一字節(jié)，我們稱這部分bit組合為offset。同理，8行cache line，為了覆蓋所有行。

我們需要3 bits（如上圖地址黃色部分）查找某一行，這部分地址部分稱之為index?，F(xiàn)在我們知道，如果兩個(gè)不同的地址，其地址的bit3-bit5如果完全一樣的話，那么這兩個(gè)地址經(jīng)過硬件散列之后都會(huì)找到同一個(gè)cache line。所以，當(dāng)我們找到cache line之后，只代表我們?cè)L問的地址對(duì)應(yīng)的數(shù)據(jù)可能存在這個(gè)cache line中，但是也有可能是其他地址對(duì)應(yīng)的數(shù)據(jù)。所以，我們又引入tag array區(qū)域，tag array和data array一一對(duì)應(yīng)。

每一個(gè)cache line都對(duì)應(yīng)唯一一個(gè)tag，tag中保存的是整個(gè)地址位寬去除index和offset使用的bit剩余部分（如上圖地址綠色部分）。tag、index和offset三者組合就可以唯一確定一個(gè)地址了。因此，當(dāng)我們根據(jù)地址中index位找到cache line后，取出當(dāng)前cache line對(duì)應(yīng)的tag，然后和地址中的tag進(jìn)行比較，如果相等，這說明cache命中。如果不相等，說明當(dāng)前cache line存儲(chǔ)的是其他地址的數(shù)據(jù)，這就是cache缺失。

在上述圖中，我們看到tag的值是0x19，和地址中的tag部分相等，因此在本次訪問會(huì)命中。由于tag的引入，因此解答了我們之前的一個(gè)疑問“為什么硬件cache line不做成一個(gè)字節(jié)？”。這樣會(huì)導(dǎo)致硬件成本的上升，因?yàn)樵?個(gè)字節(jié)對(duì)應(yīng)一個(gè)tag，現(xiàn)在需要8個(gè)tag，占用了很多內(nèi)存。

我們可以從圖中看到tag旁邊還有一個(gè)valid bit，這個(gè)bit用來表示cache line中數(shù)據(jù)是否有效（例如：1代表有效；0代表無效）。當(dāng)系統(tǒng)剛啟動(dòng)時(shí)，cache中的數(shù)據(jù)都應(yīng)該是無效的，因?yàn)檫€沒有緩存任何數(shù)據(jù)。cache控制器可以根據(jù)valid bit確認(rèn)當(dāng)前cache line數(shù)據(jù)是否有效。所以，上述比較tag確認(rèn)cache line是否命中之前還會(huì)檢查valid bit是否有效。只有在有效的情況下，比較tag才有意義。如果無效，直接判定cache缺失。

上面的例子中，cache size是64 Bytes并且cache line size是8 bytes。offset、index和tag分別使用3 bits、3 bits和42 bits（假設(shè)地址寬度是48 bits）。我們現(xiàn)在再看一個(gè)例子：512 Bytes cache size，64 Bytes cache line size。根據(jù)之前的地址劃分方法，offset、index和tag分別使用6 bits、3 bits和39 bits。如下圖所示。

直接映射緩存的優(yōu)缺點(diǎn)

直接映射緩存在硬件設(shè)計(jì)上會(huì)更加簡單，因此成本上也會(huì)較低。根據(jù)直接映射緩存的工作方式，我們可以畫出主存地址0x00-0x88地址對(duì)應(yīng)的cache分布圖。

我們可以看到，地址0x00-0x3f地址處對(duì)應(yīng)的數(shù)據(jù)可以覆蓋整個(gè)cache。0x40-0x7f地址的數(shù)據(jù)也同樣是覆蓋整個(gè)cache。我們現(xiàn)在思考一個(gè)問題，如果一個(gè)程序試圖依次訪問地址0x00、0x40、0x80，cache中的數(shù)據(jù)會(huì)發(fā)生什么呢？

首先我們應(yīng)該明白0x00、0x40、0x80地址中index部分是一樣的。因此，這3個(gè)地址對(duì)應(yīng)的cache line是同一個(gè)。所以，當(dāng)我們?cè)L問0x00地址時(shí)，cache會(huì)缺失，然后數(shù)據(jù)會(huì)從主存中加載到cache中第0行cache line。當(dāng)我們?cè)L問0x40地址時(shí)，依然索引到cache中第0行cache line，由于此時(shí)cache line中存儲(chǔ)的是地址0x00地址對(duì)應(yīng)的數(shù)據(jù)，所以此時(shí)依然會(huì)cache缺失。然后從主存中加載0x40地址數(shù)據(jù)到第一行cache line中。同理，繼續(xù)訪問0x80地址，依然會(huì)cache缺失。

這就相當(dāng)于每次訪問數(shù)據(jù)都要從主存中讀取，所以cache的存在并沒有對(duì)性能有什么提升。訪問0x40地址時(shí)，就會(huì)把0x00地址緩存的數(shù)據(jù)替換。這種現(xiàn)象叫做cache顛簸（cache thrashing）。針對(duì)這個(gè)問題，我們引入多路組相連緩存。我們首先研究下最簡單的兩路組相連緩存的工作原理。

兩路組相連緩存（Two-way set associative cache）

我們依然假設(shè)64 Bytes cache size，cache line size是8 Bytes。什么是路（way）的概念。我們將cache平均分成多份，每一份就是一路。因此，兩路組相連緩存就是將cache平均分成2份，每份32 Bytes。如下圖所示。

cache被分成2路，每路包含4行cache line。我們將所有索引一樣的cache line組合在一起稱之為組。例如，上圖中一個(gè)組有兩個(gè)cache line，總共4個(gè)組。我們依然假設(shè)從地址0x0654地址讀取一個(gè)字節(jié)數(shù)據(jù)。由于cache line size是8 Bytes，因此offset需要3 bits，這和之前直接映射緩存一樣。不一樣的地方是index，在兩路組相連緩存中，index只需要2 bits，因?yàn)橐宦分挥?行cache line。

上面的例子根據(jù)index找到第2行cache line（從0開始計(jì)算），第2行對(duì)應(yīng)2個(gè)cache line，分別對(duì)應(yīng)way 0和way 1。因此index也可以稱作set index（組索引）。先根據(jù)index找到set，然后將組內(nèi)的所有cache line對(duì)應(yīng)的tag取出來和地址中的tag部分對(duì)比，如果其中一個(gè)相等就意味著命中。

因此，兩路組相連緩存較直接映射緩存最大的差異就是：第一個(gè)地址對(duì)應(yīng)的數(shù)據(jù)可以對(duì)應(yīng)2個(gè)cache line，而直接映射緩存一個(gè)地址只對(duì)應(yīng)一個(gè)cache line。那么這究竟有什么好處呢？

兩路組相連緩存優(yōu)缺點(diǎn)

兩路組相連緩存的硬件成本相對(duì)于直接映射緩存更高。因?yàn)槠涿看伪容^tag的時(shí)候需要比較多個(gè)cache line對(duì)應(yīng)的tag（某些硬件可能還會(huì)做并行比較，增加比較速度，這就增加了硬件設(shè)計(jì)復(fù)雜度）。

為什么我們還需要兩路組相連緩存呢？因?yàn)槠淇梢杂兄诮档蚦ache顛簸可能性。那么是如何降低的呢？根據(jù)兩路組相連緩存的工作方式，我們可以畫出主存地址0x00-0x4f地址對(duì)應(yīng)的cache分布圖。

我們依然考慮直接映射緩存一節(jié)的問題“如果一個(gè)程序試圖依次訪問地址0x00、0x40、0x80，cache中的數(shù)據(jù)會(huì)發(fā)生什么呢？”?，F(xiàn)在0x00地址的數(shù)據(jù)可以被加載到way 1，0x40可以被加載到way 0。這樣是不是就在一定程度上避免了直接映射緩存的尷尬境地呢？在兩路組相連緩存的情況下，0x00和0x40地址的數(shù)據(jù)都緩存在cache中。試想一下，如果我們是4路組相連緩存，后面繼續(xù)訪問0x80，也可能被被緩存。

因此，當(dāng)cache size一定的情況下，組相連緩存對(duì)性能的提升最差情況下也和直接映射緩存一樣，在大部分情況下組相連緩存效果比直接映射緩存好。同時(shí)，其降低了cache顛簸的頻率。從某種程度上來說，直接映射緩存是組相連緩存的一種特殊情況，每個(gè)組只有一個(gè)cache line而已。因此，直接映射緩存也可以稱作單路組相連緩存。

全相連緩存（Full associative cache）

既然組相連緩存那么好，如果所有的cache line都在一個(gè)組內(nèi)。豈不是性能更好。是的，這種緩存就是全相連緩存。我們依然以64 Byts大小cache為例說明。

由于所有的cache line都在一個(gè)組內(nèi)，因此地址中不需要set index部分。因?yàn)椋挥幸粋€(gè)組讓你選擇，間接來說就是你沒得選。我們根據(jù)地址中的tag部分和所有的cache line對(duì)應(yīng)的tag進(jìn)行比較（硬件上可能并行比較也可能串行比較）。哪個(gè)tag比較相等，就意味著命中某個(gè)cache line。因此，在全相連緩存中，任意地址的數(shù)據(jù)可以緩存在任意的cache line中。所以，這可以最大程度的降低cache顛簸的頻率。但是硬件成本上也是更高。

一個(gè)四路組相連緩存實(shí)例問題

考慮這么一個(gè)問題，32 KB大小4路組相連cache，cache line大小是32 Bytes。請(qǐng)思考一下問題：

1). 多少個(gè)組？2). 假設(shè)地址寬度是48 bits，index、offset以及tag分別占用幾個(gè)bit？

總共4路，因此每路大小是8 KB。cache line size是32 Bytes，因此一共有256組（8 KB / 32 Bytes）。由于cache line size是32 Bytes，所以offset需要5位。一共256組，所以index需要8位，剩下的就是tag部分，占用35位。這個(gè)cache可以繪制下圖表示。

Cache分配策略（Cache allocation policy）

cache的分配策略是指我們什么情況下應(yīng)該為數(shù)據(jù)分配cache line。cache分配策略分為讀和寫兩種情況。

讀分配（read allocation）:

當(dāng)CPU讀數(shù)據(jù)時(shí)，發(fā)生cache缺失，這種情況下都會(huì)分配一個(gè)cache line緩存從主存讀取的數(shù)據(jù)。默認(rèn)情況下，cache都支持讀分配。

寫分配（write allocation）：

當(dāng)CPU寫數(shù)據(jù)發(fā)生cache缺失時(shí)，才會(huì)考慮寫分配策略。當(dāng)我們不支持寫分配的情況下，寫指令只會(huì)更新主存數(shù)據(jù)，然后就結(jié)束了。當(dāng)支持寫分配的時(shí)候，我們首先從主存中加載數(shù)據(jù)到cache line中（相當(dāng)于先做個(gè)讀分配動(dòng)作），然后會(huì)更新cache line中的數(shù)據(jù)。

Cache更新策略（Cache update policy）

cache更新策略是指當(dāng)發(fā)生cache命中時(shí)，寫操作應(yīng)該如何更新數(shù)據(jù)。cache更新策略分成兩種：寫直通和回寫。

寫直通（write through）：

當(dāng)CPU執(zhí)行store指令并在cache命中時(shí)，我們更新cache中的數(shù)據(jù)并且更新主存中的數(shù)據(jù)。cache和主存的數(shù)據(jù)始終保持一致。

寫回（write back）：

當(dāng)CPU執(zhí)行store指令并在cache命中時(shí)，我們只更新cache中的數(shù)據(jù)。并且每個(gè)cache line中會(huì)有一個(gè)bit位記錄數(shù)據(jù)是否被修改過，稱之為dirty bit（翻翻前面的圖片，cache line旁邊有一個(gè)D就是dirty bit）。我們會(huì)將dirty bit置位。主存中的數(shù)據(jù)只會(huì)在cache line被替換或者顯示clean操作時(shí)更新。因此，主存中的數(shù)據(jù)可能是未修改的數(shù)據(jù)，而修改的數(shù)據(jù)躺在cache line中。

同時(shí)，為什么cache line大小是cache控制器和主存之間數(shù)據(jù)傳輸?shù)淖钚挝荒?？這也是因?yàn)槊總€(gè)cache line只有一個(gè)dirty bit。這一個(gè)dirty bit代表著整個(gè)cache line時(shí)候被修改的狀態(tài)。

實(shí)例

假設(shè)我們有一個(gè)64 Bytes大小直接映射緩存，cache line大小是8 Bytes，采用寫分配和寫回機(jī)制。當(dāng)CPU從地址0x2a讀取一個(gè)字節(jié)，cache中的數(shù)據(jù)將會(huì)如何變化呢？假設(shè)當(dāng)前cache狀態(tài)如下圖所示。

根據(jù)index找到對(duì)應(yīng)的cache line，對(duì)應(yīng)的tag部分valid bit是合法的，但是tag的值不相等，因此發(fā)生缺失。此時(shí)我們需要從地址0x28地址加載8字節(jié)數(shù)據(jù)到該cache line中。但是，我們發(fā)現(xiàn)當(dāng)前cache line的dirty bit置位。因此，cache line里面的數(shù)據(jù)不能被簡單的丟棄，由于采用寫回機(jī)制，所以我們需要將cache中的數(shù)據(jù)0x11223344寫到地址0x0128地址（這個(gè)地址根據(jù)tag中的值及所處的cache line行計(jì)算得到）。這個(gè)過程如下圖所示。

當(dāng)寫回操作完成，我們將主存中0x28地址開始的8個(gè)字節(jié)加載到該cache line中，并清除dirty bit。然后根據(jù)offset找到0x52返回給CPU。

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標(biāo)題名稱：Linux中的CacheMemory是什么
標(biāo)題路徑：http://muchs.cn/article48/ihcchp.html

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