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1、第3章 存储器体系结构内容提要：随着计算机和微电子技术的发展，存储器无论是其器件还是体系结构都发生了很大的变化。本章首先介绍存储器层次结构、性能参数、多体并行存储器及磁盘阵列的基本概念与组成方式，然后讲述高速缓冲存储器Cache的组成与工作原理、虚拟存储器的构成与管理方式以及存储器保护措施。重点是存储器性能参数、多体并行存储器、磁盘阵列的组成方式、Cache的组成原理与地址映象、Cache的置换策略与主存更新、虚拟存储器组成与管理方式。难点是Cache的地址映象、Cache的置换策略与主存更新、虚拟存储器的组成与段页式管理。第3章 存储器体系结构3.1 概 述3.2 高速缓冲存储器Cache3
2、.3 虚拟存储器3.4 存储器保护措施3.1 概 述3.1.1 存储器的层次结构3.1.2 基本概念与性能参数3.1.3 多体并行存储器3.1.4 磁盘阵列3.1.1 存储器的层次结构 存储器是计算机的主要部件之一，其容量、速度、价格是存储器设计时所要考虑的三个要素。近年来出现了许多种类型的存储器，它们各有特色，有的速度快，但容量小；有的容量大，但速度慢。一般而言，速度快的存储器容量小，位价格高。目前，存储器按照存储介质可分为半导体存储器、磁表面存储器和光存储器等。其中半导体存储器容量小，速度快，位价格高，常用作主存。磁表面存储器有磁盘和磁带，属于非易失存储器，容量大，位价格低，信息可以长久保
3、存。光存储器容量也很大，位价格也很低，信息也可以长久保存。1.存储器访问中的局部性原理 研究发现，程序在运行的过程中（8090）%时间是在执行(1020)%的程序代码，即局部性原理。表现为两个方面。（1）时间局部性：如果一个存储项被访问，则该存储项可能很快再次被访问。（2）空间局部性：如果一个存储项被访问，则该项及其相邻项可能很快被一起访问.形成这种局部性的原因在于程序的顺序执行和所包含的循环程序。2.存储器的层次结构 为满足CPU对高速大容量存储器的需求，又不过高地增加成本。无论是巨型机、大型机、中小型还是微型计算机，都采用层次化的存储器体系结构，其表示如图3.1所示。图3.1 多层存储器结
4、构 寄存器一般与CPU制作在一起，其速度与CPU一致,但数量有限。高速缓冲存储器(Cache)一般由双极型器件构成，容量小，界于CPU和主存储器之间，速度与CPU匹配，用来存放(1020)%的常用程序或数据。主存多由半导体存储器构成，与CPU直接连接，容量较大。外存由非易失的存储器构成，容量很大，有时也称为海量存储器，用来存储暂不执行的程序或不被处理的数据。3.1.2 基本概念与性能参数1.基本概念 在CPU工作时，首先从Cache中读取指令或数据。如果能从Cache获得指令或数据，称为命中(Hit)；否则称为未命中或者失效(Miss),这时需要访问主存，从主存中获取指令或数据，同时传送到上层
5、的Cache中。若在主存中未能获取指令或数据，则称访问主存失效或未命中，这时再去访问外存。一般情况下，上层所存储的信息是下层存储器中的一个子集，或者说是下层的映像。在Cache与主存之间传送信息，常以块或者页为单位；在主存与外存之间常以文件为单位。为了说明各层之间的关系和一些基本概念，下面以图3.2为例进行说明。图3.2 存储器层次关系 图中Mi表示不同的存储器，靠近CPU的(M1)速度快，容量小，位价格高；远离CPU的(Mn)速度慢，容量大，位价格低。若以Si、Ci、Ti分别表示存储器Mi的容量、位价格和访问时间，则：SiSi+1CiCi+1TiTi+1 根据时间局部性，Mi级存储器一般只存
6、放Mi+1级中近期使用过的数据块或页；根据空间局部性，在从Mi+1级存储器读取一个字并送往Mi级时，一般把该字所在的块或页整体送往Mi级，以提高CPU访问Mi级时的命中率。2.性能参数 常用参数有4个，即命中率、等效访问时间、平均位价格和访问效率，分别用H、T、C和e表示。（1）命中率H 通常是把在Mi级访问成功的概率称为该级的命中率，用H来表示，一般用模拟的方法来确定，即测试程序，分别统计出访问成功的次数N1和不成功的次数N2，则命中率为：H=N1N1+N2若用F表示失效率或未命中率，则F=1-H （2）等效访问时间T 等效访问时间也称为访问周期。以主存-辅存二级存储器系统为例，T1表示访问
7、M1成功所用的时间（即一个读/写周期）；Tm表示访问失效所用的时间，它不仅是访问M2所用的时间T2，而且要从M2中读出一个数据块（或页）送入M1，再从M1中读出所需要的字，因此Tm应当包括这一过程的全部时间。这样，主存-辅存构成的二级存储器系统的等效访问时间为：T=HT1+(1-H)Tm （3.1）当命中率H近似于1时，等效访问时间近似于T1。但是，由于在上一级存储器中访问的命中率一般都很高，为了简单起见常用访问M2的时间T2来代替Tm。这样 T=HT1+(1-H)T2 对于上述二级存储器，访问效率可表示如下：（3.4）（3.3）（4）访问效率CC1S1+C2S2S1+S2e=T1T=T1HT
8、1+(1-H)Tm1H+(1-H)Tm/T1（3）平均位价格 对于二级存储器系统，若用C1和S1表示M1的位价格和容量，C2和S2表示M2的位价格和容量，则平均位价格为:【例3.1】设有某台计算机是由高速缓冲存储器Cache与主存构成二级存储器系统，其中Cache的存取周期T1=50nS，主存的存取周期T2=400nS，访问Cache的命中率为98%。试问该存储器系统的等效访存时间T是多少？访问效率是多少？解：已知T1=50nS，T2=400nS，命中率H=0.98，使用简单算式得：T=HT1+(1-H)T2=0.9850+(1-0.98)400=57nS e=T1/T=50/570.8773
9、.1.3 多体并行存储器 为使存储器的速度能适应CPU的需求，已形成不同的体系结构。主要有以下几种：（1）单体单字存储器 是最早的一种结构形式，一个存储体，一个地址对应一个字(或字节)，字的位数与数据线的宽度相同，每访问一次存储器，可读/写一个字(或字节)。（2）单体多字存储器 是一种单体单字存储器的一种改进结构，数据线的宽度是存储器单元字(或字节)长的整倍数。每访问可同时读/写多个字(或字节)，提高了访存速度，即支持猝发传送方式。（3）多体单字交叉存储器 存储器由多个存储体构成，每个存储体中的字(字节)长与数据线相同，每次访问仅读/写一个字(或字节)。数据存储的方式有两种，一种是按存储体连续
10、存放；另一种是把连续数据交叉存放在各个存储体中。多个存储体可按流水线的方式启动，有利于提高整体速度，支持多处理机系统。（4）多体多字交叉存储器 存储器也是由多个存储体构成。但是数据线是每一个存储体字(或字节)长的整倍数，每访问一次存储器，可同时读/写多个字(或字节)。多个存储体按流水线的方式启动，提高了存储器的整体速度，支持猝发传送方式，支持多处理机系统。1.高位地址交叉多体存储器 高位地址交叉多体存储器的逻辑结构如图3.3所示，体内地址连续，设有n位，容量为2n。若总体地址有m位，其高位地址经译码，选择某一存储体。存储体的个数最多有2m-n个，通过对m-n位的高位地址译码选择不同的存储体。图
11、3.3 高位地址交叉多体存储器的逻辑结构图图3.4 低位地址交叉多体存储器的逻辑结构图2.低位地址交叉多体存储器 低位地址交叉多体存储器如图3.4所示，用低位地址译码选择不同的存储体，而高位地址用于内部寻址。若总体地址有m位，低位地址有n位，则可连接2n个存储体，体内地址空间为2m-n。若设存储器的字存取周期为t0，由k个子周期组成，即t0=k。如果使用k个存储体交叉存储，再按时间依次启动k个存储体，则构成流水线存取方式，其示意如图3.5所示，其中k=4。图3.5 多体交叉存储体流水线读/写操作示意 从整体上看，提高了存取速度，在访问存储器不冲突的情况下，3之后每隔时间就可读/写一个字。连续读
12、/写k个字需要的时间为t0+(k-1)；顺序读/写需要的时间为kt0。显然，在不发生访问冲突时按流水线访问，其带宽是单体存储器的k倍。3.1.4 磁盘阵列 1.磁盘 磁盘以其大容量、低成本、工作稳定可靠和存储信息的非易失性等特点，一直是各类计算机必不可少的外部辅助存储器。按照载体，分为硬盘和软盘；按照尺寸，常见的有14吋、10.8吋、5.25吋、3.5吋、2.5吋、1.8吋和1.3吋等。除了尺寸和结构之外，衡量磁盘性能的技术指标主要有以下6条。（1）记录密度 磁盘信息是记录在磁头掠过的同心圆上，分为道密度、位密度和面密度。显然：面密度=道密度位密度。过去，硬盘的道密度多在1257r/i之上，位
13、密度多在23980b/i之上，面密度在100Mb/i2之上。现在，面密度已经达到1020Gb/i2。且面密度每经1.5年翻一番。（2）存储容量 磁盘在出厂时已经格式化，早期每个扇区记录512个字节的数据。因此：硬盘容量=柱面数磁头数（扇区数/道）512B现在，每一个扇区记录的字节数远不止512个字节，已有1KB、2KB、4KB和8KB等多种字节数。【例3.2】已知Quantum的LSP 540AT硬盘机有1120个柱面、16个磁头，每道59个扇区，试求总的容量。解：在硬盘中，柱面数对应的是每面的磁道数，磁头数对应的是盘面数，若设每个扇区记录512个字节，则：总容量=11201659512B=5
14、41 327 360B54MB目前，硬盘的容量已经达到几百GB甚至几TB以上。上述方式是在每一条磁道上记录相同的数据位，显然内道信息密度大，外道信息密度小。目前已有改进，即把盘面上的若干条相邻磁道分为一组，称为分带记录。每一个记录带内的各条磁道有相同的扇区数，各分带之间的磁道扇区数不同，靠近内部的分带磁道扇区数小，靠近外部的分带磁道扇区数大。（3）平均寻道时间是指磁头定位到所要寻找的磁道上时所用的时间，常以磁头沿半径方向运动一半所用的时间来表示。过去一般在8.5mS左右，现在可减小到4.2mS。（4）旋转延迟时间 是指磁头定位到所要找的扇区所用的时间，常以磁头沿周长运动1/2周所用的时间。目前
15、多采用的7200r/min的磁盘机，旋转延迟时间为4.17mS。对于10000r/min和15000r/min的磁盘机，旋转延迟时间仅为3mS和2mS。（5）传输时间 是指数据传输所用的时间，它不仅与电机的转速、数据长度有关，而且与磁盘接口电路板有关。目前，常以传输率来表示，比如100MBps、200MBps等。（6）控制延迟时间 是指磁盘控制器从收到读/写磁盘命令到启动磁头移动所用的时间，主要由磁盘接口电路板决定。综上所述，访问磁盘数据的时间是寻道时间、旋转延迟时间、控制延迟时间和传输时间之和。【例3.3】设有一个磁盘，其平均寻道时间为5ms，传输率为10MBps，控制开销为2ms，驱动电机
16、的转速为7200r/min，求读/写一个512字节的扇区所用的时间。解：根据题意：平均寻道时间为5ms，传送512字节数据的传输时间为512/10=51.2s，旋转延迟时间为 60/72000.5=4.17ms，控制延迟时间为2ms，则读/写一个512字节的扇区所用的时间为：5ms+51.2s+4.17ms+2ms=11.22ms。2.磁盘阵列的概念在外部辅助存储器中磁盘阵列引人注目，全称廉价冗余磁盘阵列RAID（Redundant arrays of inexpensive disk），是由多台低成本的小型磁盘构成同步化的磁盘阵列，数据展开存放在多台磁盘上，既可提高数据传输的带宽，又可利用冗余技术提高可靠性，类似于存储器多体交叉存储。而且容量大，数据传输率高，功耗低，体积小，成本低，便于维护。其关键技术是多台磁盘的同步控制，其逻辑框图如图3.6所示。其中控制处理器由微处理器构成，是磁盘阵列的控制中心，它接收和分析主机的操作命令，调度和管理磁盘阵列通路，控制设备命令的执行。数据通路是在控制处理器的控制下，实现数据的分配，集中，缓冲，奇/偶校验，数据校正和通道重构等操作。图3.6 磁盘阵
