區域性性原理
映像規則
查詢演算法
替換演算法： random、lru、fifo
寫策略：寫直達與寫回， 按寫分配與不按寫分配
寫快取write buffer p219
平均訪存時間= 命中時間+不命中率*不命中開銷
程式執行時間
cache優化策略 p207 p225
cache不命中的三種原因：強制、容量與衝突 p209
虛存空間p232
頁表計算
tlb位址變換後備快取（快表）
常見的五級儲存結構：
暫存器->cache->主存->disk(輔存)-> tape(磁碟)
1.映像規則：當把乙個塊（頁），調入高一層儲存器時，可以放到哪些位置？
2.查詢演算法：當所要訪問的塊在高一層儲存器時，如何找到？
3.替換演算法：當發生不命中，且高一層儲存器已滿，應如何替換？
4.寫策略：當進行寫訪問向cache中寫入新資料時，如何操作？
區域性性原理：程式所訪問的指令和資料在位址上不是均勻分布的，而是相對聚簇的。 區域性性原理是程式能進行隨機性訪問的基礎。
時間區域性性：當前某項被訪問，那麼近期他可能還會被訪問。例如迴圈。
空間區域性性：當前某項被訪問，那麼他附近的項也可能被訪問。
直接映像候選位置1個，全相聯m個，n路組相聯n個。 查詢時只需比較標識tag，索引index 無需比較。
對於直接對映：位置唯一，缺失必須替換對應位置的頁。不需要替換演算法。
對於全相連和n塊組相連：隨機，lru，先入先出。具體方法見作業系統。
寫策略：寫訪問會導致cache與主存的內容不一致，為保證正確性，主存的內容也需要更新。
寫直達法：寫操作不僅把資料寫入cache中的塊，還直接寫入主存中。
寫回法：寫操作只寫cache，只當相應的塊要換出時才寫回主存中。
按寫分配：寫失效時，先把所寫單元所在的塊調入 cache，再行寫入。即要寫的資料在cache中。寫回法常用按寫分配的方法。
不按寫分配：寫失效時，只寫到主存中，不將相應 的塊調入cache。寫直達法常用不按寫分配的方法。
寫緩衝原因：在寫直達法中，因為速度較慢cpu必須等待，直到寫操作結束（cpu寫停頓）。因此通過buffer解決，cpu把資料寫入buffer就繼續執行。
為什麼不用reg：寫操作可能是爆發性的。
raw衝突是否會發生：會，記憶體與cache的資料不一致時buffer排空。
兩級cache： 為了解決cpu和儲存器之間效能差距越來越大的問題，當一級cache不能滿足要求時，可以在原有 cache和儲存器之間增設一級。
平均訪問時間= hit timel1+ miss ratel1x (hit timel2+ miss ratel2x miss penaltyl2)
相關結論：
1.相聯度越高，衝突不命中就越少；
2.強制性不命中和容量不命中不受相聯度的影響；
3.強制性不命中不受cache容量的影響，容量不命中隨著容量增加而減少，當cache總容量不變時， 衝突不命中隨著容量增加而增加（塊數減少）。
4.容量不命中除了增大cache以外別無他法。
5.三種衝突中，強制性不命中率最小，衝突不命中最容易解決（全相聯）。
更大的塊將導致更大的miss penalty例題
問題：虛存由主存和輔存構成，通過必須的軟體（頁表機制）和硬體（位址轉換）支援，使得cpu訪 問的儲存器可以有主存的速度和輔存的容量。 虛存分為頁式和段式。假定儲存系統在延遲20個時鐘週期後，每2個時鐘週期能送出16個位元組。即經過22個時鐘週期，可提供16位元組；經過 24個時鐘週期，可提供32位元組；依此類推。命中時間與塊大小無關，為1個時鐘週期，分別計算下列各種容量的cache的 平均訪問時間。
塊大小為32位元組，cache容量為1kb，不命中率為10%；
塊大小為64位元組，cache容量為4kb，不命中率為5%；
答案：1 + （（32/16）* 2 + 20）* 10% = 3.4個時鐘週期
1+（（64/16）* 2 + 20）* 5% = 2.4個時鐘週期
2. 指令中的位址長度決定了虛存大小，cache大小與之沒有關係。
3. cache是為了緩解cpu和主存之間的速度問題， 虛存是為了緩解主存容量不足問題。
問題：tlb：是乙個專用的高速緩衝器，用於存放近期經常使用的頁表項。根據區域性性原理，可提公升對儲存器 的訪問速度。（傳統查詢頁表的方法需要對主存進行二次查詢）32位虛位址空間（按照位元組定址），每頁4kb，頁表每項4位元組(32bit)，頁表大小是？
答案：頁表有 2^32b / 2^12b 個項，每項大小是4b。 所以頁表總大小為兩者積=4mb。 每個程序都要有自己的頁表，每個頁表要4mb，頁表可能太多無法裝入記憶體（頁表存在記憶體中 ），所以有了二級頁表。
項由兩部分構成：標識和資料。
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