Мультипроцессорная когерентность кэш-памяти

МНОГОПРОЦЕССОРНЫЕ ДИСКРЕТНЫЕ СИСТЕМЫ УПРАВЛЕНИЯ С ОБЩЕЙ ПАМЯТЬЮ

Лекция 23

Требования, предъявляемые современными процессорами к полосе пропускания памяти можно существенно сократить путем применения больших многоуровневых кэшей. Тогда, если эти требования снижаются, то несколько процессоров смогут разделять доступ к одной и той же памяти. Начиная с 1980 года эта идея, подкрепленная широким распространением микропроцессоров, стимулировала многих разработчиков на создание небольших мультипроцессоров, в которых несколько процессоров разделяют одну физическую память, соединенную с ними с помощью разделяемой шины. Из-за малого размера процессоров и заметного сокращения требуемой полосы пропускания шины, достигнутого за счет возможности реализации достаточно большой кэш-памяти, такие машины стали исключительно эффективными по стоимости. В первых разработках подобного рода машин удавалось разместить весь процессор и кэш на одной плате, которая затем вставлялась в заднюю панель, с помощью которой реализовывалась шинная архитектура. Современные конструкции позволяют разместить до четырех процессоров на одной плате. В такой машине кэши могут содержать как разделяемые, так и частные данные. Частные данные - это данные, которые используются одним процессором, в то время как разделяемые данные используются многими процессорами, по существу обеспечивая обмен между ними. Когда кэшируется элемент частных данных, их значение переносится в кэш для сокращения среднего времени доступа, а также требуемой полосы пропускания. Поскольку никакой другой процессор не использует эти данные, этот процесс идентичен процессу для однопроцессорной машины с кэш-памятью. Если кэшируются разделяемые данные, то разделяемое значение реплицируется и может содержаться в нескольких кэшах. Кроме сокращения задержки доступа и требуемой полосы пропускания такая репликация данных способствует также общему сокращению количества обменов. Однако кэширование разделяемых данных вызывает новую проблему: когерентность кэш-памяти.

Проблема, о которой идет речь, возникает из-за того, что значение элемента данных в памяти, хранящееся в двух разных процессорах, доступно этим процессорам только через их индивидуальные кэши. На рис. 16.1 показан простой пример, иллюстрирующий эту проблему.

Проблема когерентности памяти для мультипроцессоров и устройств ввода/вывода имеет много аспектов. Обычно в малых мультипроцессорах используется аппаратный механизм, называемый протоколом, позволяющий решить эту проблему. Такие протоколы называются протоколами когерентности кэш-памяти.

Существуют два класса таких протоколов:

1.Протоколы на основе справочника (directory based). Информация о состоянии блока физической памяти содержится только в одном месте, называемом справочником (физически справочник может быть распределен по узлам системы).

2.Протоколы наблюдения (snooping). Каждый кэш, который содержит копию данных некоторого блока физической памяти, имеет также соответствующую копию служебной информации о его состоянии. Централизованная система записей отсутствует. Обычно кэши расположены на общей (разделяемой) шине и контроллеры всех кэшей наблюдают за шиной (просматривают ее) для определения того, не содержат ли они копию соответствующего блока.

Рисунок 23.1. Иллюстрация проблемы когерентности кэш-памяти

В мультипроцессорных системах, использующих микропроцессоры с кэш-памятью, подсоединенные к централизованной общей памяти, протоколы наблюдения приобрели популярность, поскольку для опроса состояния кэшей они могут использовать заранее существующее физическое соединение - шину памяти.

Неформально, проблема когерентности памяти состоит в необходимости гарантировать то, что любое считывание элемента данных возвращает последнее по времени записанное в него значение. Это определение не совсем корректно, поскольку невозможно требовать, чтобы операция считывания мгновенно видела значение данных, записанных в этот элемент некоторым другим процессором. Если, например, операция записи на одном процессоре предшествует операции чтения той же ячейки на другом процессоре в пределах очень короткого интервала времени, то невозможно гарантировать, что чтение вернет записанное значение данных, поскольку в этот момент времени записываемые данные могут даже не покинуть процессор. Вопрос о том, когда точно записываемое значение должно быть доступно процессору, выполняющему чтение, определяется выбранной моделью согласованного (непротиворечивого) состояния памяти и связан с реализацией синхронизации параллельных вычислений. Поэтому с целью упрощения предположим, что мы требуем только, чтобы записанное операцией записи значение было доступно операции чтения, возникшей немного позже операции записи, и что операции записи данного процессора всегда видны в порядке их выполнения.

С этим простым определением согласованного состояния памяти мы можем гарантировать когерентность путем обеспечения двух свойств:

1.Операция чтения ячейки памяти одним процессором, которая следует за операцией записи в ту же ячейку памяти другим процессором получит записанное значение, если операции чтения и записи достаточно отделены друг от друга по времени.

2.Операции записи в одну и ту же ячейку памяти выполняются строго последовательно (иногда говорят, что они сериализованы): это означает, что две подряд идущие операции записи в одну и ту же ячейку памяти будут наблюдаться другими процессорами именно в том порядке, в котором они появляются в программе процессора, выполняющего эти операции записи.

Первое свойство очевидно связано с определением когерентного (согласованного) состояния памяти: если бы процессор всегда считывал только старое значение данных, мы сказали бы, что память некогерентна.

Необходимость строго последовательного выполнения операций записи является более тонким и очень важным свойством. Представим себе, что строго последовательное выполнение операций записи не соблюдается. Тогда процессор Р1 может записать данные в ячейку, а затем в эту же ячейку выполнит запись процессор Р2. Причем строго последовательное выполнение операций записи гарантирует два важных следствия этой последовательности операций записи: во-первых, оно гарантирует, что каждый процессор в машине в некоторый момент времени будет наблюдать запись, выполняемую процессором Р2. Если последовательность операций записи не соблюдается, то может возникнуть ситуация, когда какой-нибудь процессор будет наблюдать сначала операцию записи процессором Р2, а затем операцию записи процессором Р1, и будет хранить значение, записанное в Р1, неограниченно долго. Более острая проблема возникает с поддержанием разумной модели порядка выполнения программ и когерентности памяти для пользователя: представим, что третий процессор Р3 постоянно читает ту же самую ячейку памяти, в которою записывают данные процессоры Р1 и Р2; он должен наблюдать сначала значение, записанное Р1, а затем значение, записанное Р2. Возможно, он никогда не сможет увидеть значения, записанного Р1, поскольку запись от Р2 возникла раньше чтения. Если он даже видит значение, записанное Р1, он должен видеть значение, записанное Р2, при последующем чтении. Подобным образом любой другой процессор, который может наблюдать за значениями, записываемыми как Р1, так и Р2, должен наблюдать идентичное поведение. Простейший способ добиться таких свойств заключается в строгом соблюдении порядка операций записи, чтобы все записи в одну и ту же ячейку могли наблюдаться в том же самом порядке. Это свойство называется последовательным выполнением (сериализацией) операций записи (write serialization). Вопрос о том, когда процессор должен увидеть значение, записанное другим процессором, достаточно сложен и имеет заметное воздействие на производительность, особенно в больших машинах.

Дата добавления: 2015-04-29