计算机系统结构-第五章-目录式协议

目录式协议*******：

基本思想：

物理存储器中数据块的共享状态被保存在一个称为目录的地方。通过目录来完成一系列的操作.

广播和监听的机制使得监听一致性协议的可扩展性很差。 所以寻找替代监听协议的一致性协议。

概念：
目录：一种集中的数据结构。对于存储器中的每一个可以调入Cache的数据块，在目录中设置一条目录项，用于记录该块的状态以及哪些Cache中有副本等相关信息。

特点：对于任何一个数据块，都可以快速地在唯一的一个位置中找到相关的信息。这使一致性协议避免了广播操作。

位向量：记录哪些Cache中有副本。（由位向量指定的处理机的集合称为共享集S）

物理存储器中数据块的共享状态被保存在一个称为目录的地方。

分布式目录：目录与存储器一起分布到各结点中，从而对于不同目录内容的访问可以在不同的结点进行。

目录法的实现方案：

1：最简单版本

对于存储器中每一块都在目录中设置一项。目录中的信息量与M×N成正比。

其中：

M：存储器的块数量

N：处理器的个数

由于M=K×N， K是每个处理机中存储块的数量，所以如果K保持不变，则目录中的信息量就与N^2成正比。

引入一些概念：
本地结点：发出访问请求的结点

宿主结点：包含所访问的存储单元及其目录项的结点

远程结点可以和宿主结点是同一个结点，也可以不是同一个结点。

节点之间的消息发送：

（p是处理机,K是地址）

本地节点发送给宿主节点（p是处理机,K是地址）

1:读不命中：rdmiss(p,k)

处理机P读取地址为K的数据时不命中，请求宿主结点提供数据（块），并要求把P加入共享集（要求本地也要存储K的数据）。

2：写不命中wtmiss(p,k)

处理机P对地址K进行写入时不命中，请求宿主结点提供数据，并使P成为所访问数据块的独占者。

3：写命中Invalidate(K)

请求向所有拥有相应数据块副本（包含地址K）的远程Cache发Invalidate消息，作废这些副本。

宿主节点发送给远程节点

1：本地节点写命中：Invalidate（K）

作废远程Cache中包含地址K的数据块。

2：本地节点读不命中，远程节点独占   ：Fetch（K）

从远程Cache中取出包含地址K的数据块，并将之送到宿主结点和存储器。把远程Cache中那个块的状态改为“共享”

3：本地节点写不命中，远程节点独占 ：Fetch&Inv（K）

从远程Cache中取出包含地址K的数据块，并将之送到宿主结点和存储器。然后作废远程Cache中的那个块。

宿主节点发送给本地节点：

1：本地节点读orr写不命中 DReply（D）

D表示数据内容。

把从宿主存储器获得的数据返回给本地Cache。

远程节点发送给宿主节点

1：本地节点读写不命中，且远程独占WtBack（K，D）

把远程Cache中包含地址K的数据块写回到宿主结点中， 该消息是远程结点对宿主结点发来的“取数据”或“取/作废”消息的响应。

本地节点发送给被替换块的宿主节点的信息

1：本地节点读/写不命中，发生替换，被替换的Cache块状态为共享

MdSharer（P，K）

用于当本地Cache中需要替换一个包含地址K的块、且该块未被修改过但是存有其他块的S信息orM嘻嘻的情况。这个消息发给该块的宿主结点，请求它将P从共享集中删除。如果删除后共享集变为空集，则宿主结点还要将该块的状态改变为“未缓存”（U）。

2：本地节点读/写不命中，发生替换，本地节点Cache块状态为M

WtBack2（P，K，D）

用于当本地Cache中需要替换一个包含地址K的块、且该块已被修改过的情况。这个消息发给该块的宿主结点，完成两步操作：①把该块写回；②进行与MdSharer相同的操作。

在基于目录的协议中，目录承担了一致性协议操作的主要功能。

1；本地结点把请求发给宿主结点中的目录，再由目录控制器有选择地向远程结点发出相应的消息。

2；发出的消息会产生两种不同类型的动作：1更新目录状态；2使远程结点完成相应的操作

目录协议中的存储块状态：

未缓冲：该块尚未被调入Cache。所有处理器的Cache中都没有这个块的副本。

共享：该块在一个或多个处理机上有这个块的副本，且这些副本与存储器中的该块相同。

独占：仅有一个处理机有这个块的副本，且该处理机已经对其进行了写操作，所以其内容是最新的，而存储器中该块的数据已过时。（这个处理机称为该块的拥有者。）

（这个独占不光指的事内存，也有存储器）

目录的状态以及相关的操作：

对于本地翻来的消息：1，向远程结点发送消息以完成相应的操作。这些远程结点由共享集合指出；2修改目录中该块的状态；3更新共享集合。

本地可能发送5个消息：

1-读不命中 （针对请求数据）

2-写不命中（针对请求数据）

3-作废（写命中时）（针对请求数据）

4-从共享集合中删除（针对替换数据）

5-本地数据写回（针对替换数据）

CPU读命中和读不命中：

思考：

I读不命中，尝试去接受共享rdMiss->S,

I不可能读命中

S读命中就还是S，
S读不命中发个消息Rdmiss,然后当前块被替换,这个cpu加入到共享集

M读命中，还是M

M读不命中，会被替换，所以要写回(Rtback2)然后其wtMiss,要求别人共享给他(共享的这个人:S or M or 存储器, 如果是 M的话也要写回)

CPU的写命中和写不命中：

思考：

I不可能写命中。

I如果写不命中，会发出Wtmiss(要求别人去共享or 存储器去读),->M

S写命中，那么其他的share的这个版本的就应该被作废，发出Invalidate

S写不命中，会要求把cpu提出原本的共享集,Mdsharer,然后发Wtmiss,要求别人共享,然后写

M写命中，没啥变化

M写不命中，会要求页替换发送Wtback2,然后发Wtmiss

去思考一下远程节点方的变化

也就收到fetch,fetch&inv,wtback,Invalidate,

I不会接受到什么,

S接受到I会变成无效

M接收到Fetch（要求写回数据），会写回Wtback保证cache和内存一致，然后->S

M接受到Fev&Inv(写回并且要求让数据无效)，数值无效了,但是要同步给内存

太多了，

临时总结：

本地cache块

I在本地，只可能读写不命中

S和M4个情况都可能

看看远程节点尼：

M要不就是让他共享 or 共享然后无效

I没有让他能做的啥

S可能会因为别人写，然后无效

看看存储块*****：

存储块就只有三个状态(未缓存,共享,独占)

可能收到本地节点的读不命中

如果是本地未缓存，发送DReply，把需要的数据送回去,然后变成S(唯一共享节点)

如果是Shared（但是目标的东西没有加入共享），发出DReply，然后目标P加入共享集合

如果是独占，将fetch发给拥有者，然后将它所返回给宿主结点的数据写入存储器，并进而把该数据送回本地处理机，将本地处理机加入共享集合。（不独占了就写回，保持一致）

收到本地节点的写不命中

U:发DReply，先去取过来，然后再写，把P加入共享（此时只有P一个,且和磁盘的不一样）

如果该块是E（肯定不在P上，不然就是写命中）,那么就会让这个块的拥有者写回存储器，然后取回并作废这个数据（Fet&Inv）写回,然后原集合置空，自己再去写,然后更新共享集合（P）

如果该块是S（肯定我们自己没共享）,那么这个块会先取回这个块，然后让共享的or全部作废，然后独占，

如果收到了本地节点的作废

思考什么时候会发出作废？写命中会吗？（只会SorM可能写命中，M不会发，S会发）

本质就是作废掉原来的共享集合，所有只有S会收到

如果收到了远程节点的写回

只有E会收到，一般是M写不命中的时候会发出

如果收到了Mdshare（丛集合中删除）

可能删除之后集合变成了空，如果不是空，那么这个块只是少了一个

一些总结

如果一个块是未缓存状态的话，可以回接受到读不命中和写不命中

RdMiss（读不命中）

将所要访问的存储器数据送往请求方处理机，且该处理机成为该块的唯一共享结点，本块的状态变成共享。（不是独占，独占有个和存储器不一样的意思）

WtMiss（写不命中）

将所要访问的存储器数据送往请求方处理机，该块的状态变成独占，表示该块仅存在唯一的副本。其共享集合仅包含该处理机，指出该处理机是其拥有者。

当一个块处于共享状态时，其在存储器中的数据是当前最新的，对该块发出的请求及其处理操作为：（暗含了和存储器一致）

RdMiss

将存储器数据送往请求方处理机，并将其加入共享集合。

WtMiss

将数据送往请求方处理机，对共享集合中所有的处理机发送作废消息，且将共享集合改为仅含有该处理机，该块的状态变为独占。

Invalidate

对共享集合中除请求方以外的所有的处理机发送作废消息，且将共享集合改为仅含有该处理机，该块的状态变为独占。

MdSharer

将请求方处理机从共享集合中删除，如果共享集合变为空，该块的状态变为未缓冲。

当某块处于独占状态时，该块的最新值保存在共享集合所指出的唯一处理机（拥有者）中。有三种可能的请求：

RdMiss

将“取数据”的消息发往拥有者处理机，将它所返回给宿主结点的数据写入存储器，并进而把该数据送回请求方处理机，将请求方处理机加入共享集合。

此时共享集合中仍保留原拥有者处理机（因为它仍有一个可读的副本）。

将该块的状态变为共享。

WtMiss

该块将有一个新的拥有者。

给旧的拥有者处理机发送消息，要求它将数据块送回宿主结点写入存储器，然后再从该结点送给请求方处理机。

同时还要把旧拥有者处理机中的该块作废。把请求处理机加入共享者集合，使之成为新的拥有者。

该块的状态仍旧是独占。

WtBack2（写回）

当一个块的拥有者处理机要从其Cache中把该块替换出去时，必须将该块写回其宿主结点的存储器中，从而使存储器中相应的块中存放的数据是最新的（宿主结点实际上成为拥有者）；

该块的状态变成未缓冲，其共享集合为空。（结合看看M收到写不命中的时候是不是就是发出一个写回加上一个Wtmiss）

请求数据

替换数据：

结合过程来看：

流程来看:

存储器读不命中:

P去读取K上的数据,K没有缓存,远程节点也没有,从主存读入然后发给本地cache

如果原本是共享的集合

一样的思想,选择从远程节点or主存拿到,然后把P加入共享,继续

如果原来的S有一个数据,且是在共享,但是目标数据是未缓存

选择先删除mdsharer,然后拿到未缓存数据后发给P,P加入共享集

如果当前数据是shared的,但是只有这一个,

如果当前数据是:共享,但是目标数的位置在目录中是独占

写回当前的独占,然后共享另外一个独占,两个写回

看看写不命中:

看看写命中:

太多了

目录的三种结构:

(不同的目录协议的区别在存储器块的状态和个数不同,目录结构的不同)

分为全映像目录,有限映像目录和链式目录

全映像目录:

优点：处理比较简单，速度也比较快。

缺点：

存储空间的开销很大。

目录项的数目与处理机的个数N成正比，而目录项的大小（位数）也与N成正比，因此目录所占用的空间与N2成正比。

可扩放性很差。

(下图是一项)

有限映像目录:

(希望提高扩放性和减少空间占用)

核心思想：采用位数固定的目录项目

限制同一数据块在所有Cache中的副本总数。 

例如，限定为常数m。则目录项中用于表示共享集合所需的二进制位数为：m×log2N。

目录所占用的空间与N×[log2N]成正比。

缺点: 当同一数据的副本个数大于m时，必须做特殊处理。当目录项中的m个指针都已经全被占满，而某处理机又需要新调入该块时，就需要在其m个指针中选择一个，将之驱逐，以便腾出位置，存放指向新调入块的处理机的指针。

链式目录:

用一个目录指针链表来表示共享集合。当一个数据块的副本数增加（或减少）时，其指针链表就跟着变长（或变短）。

由于链表的长度不受限制，因而带来了以下优点：既不限制副本的个数，又保持了可扩展性。

链式目录的两个实现方法:

单链法:当Cache中的块被替换出去时，需要对相应的链表进行操作——把相应的链表元素（假设是链表中的第i个）删除。实现方法有以下两种：

遍历,找到第i个,单独删除第i个

遍历找到第i个,删除第i个及其之后的

双链法:

在替换时不需要遍历整个链表。

节省了处理时间，但其指针增加了一倍，而且一致性协议也更复杂了。