多处置器技术综述

1、多处置器技术综述尽管CPU勺性能在不断的提升，使一台电脑拥有多个处置器，是以后的进展趋势，因为它能够给应用程序和系统提供加倍靠得住的性能。过量的l/O读写操作，和内存数据的互换都会降低系统的性能。把系统的时钟频率加倍的话，单CPU的系统会提升很多性能，可是提高时钟频率是相当困难的。由此引出了多处置器系统，即在一块主板上利用多个处置器的系统。多处置器分类Flynn1966依照多处置器中最受限制部件中的指令所挪用的数据流和指令流的并行度，把所有的运算机归为4类：SISD（单指令流单数据流）、SIMDM指令流多数据流）、MISD侈指令流单数据流）、MIMD侈指令流多数据流）。很多初期的多处置器系统是

2、SIMD型的，但是在最近几年，MIMDt了通用多处置器结构的一种选择。现有的MIMDW械依照其处置器数量可分为以下两类，这两类机械的存储组织方式和互连策略不同。a）集中式共享存储结构，多个处置器高速缓存子系总共享同一个物理存储器，典型方式是通过总线连接。由于单个主存储器对每一个处置器都是对称关系，而且每一个处置器访问主存储器的时刻相同，这种多处置器也称为SMP对称多处置器）这种系统结构也称为UMA（匀匀存储器访问）。b）散布式存储2构，如图2所示。散布式多处置器在物理上是散布的。它的大体结构由多个独立节点组成，其中每一个节点包括处置器、存储器、输入输出系统和互联网络的接口，各个节点通过互联网络

3、连接在一路。依照处置器间传递数据所利用方式的不同，有两种不同的系统结构。一种是DSM散布式共享存储器）系统，也称为NUMA（上均匀存储器访问），物理上分开的存储器能够作为逻辑上共享的地址空间进行寻址，任何一个处置器都能够通过引用地址的方式访问任意节点上的存储器；另一种是多机系统，它的地址空间由多个私有的地址空间组成，这些私有地址空间在逻辑上是分散的，而且不能被远程处置器寻址。每一个处置器存储器模块本质上是一台独立的运算机。多处置器的高速缓存一致性及一致性协议1多处置器的高速缓存一致性多处置器中存在共享和私有数据的高速缓存。私有数据是被单个处置器利用的，而共享数据那么是被多个处置器利用的，本质上

4、是通过读写共享数据完成处置器之间的通信。把一个私有数据缓存以后，对该数据的访问就能够够在高速缓存中进行。把共享数据装载到高速缓存中时，会在多个高速缓存中形成副本，这就引入了一个问题：多处置器的高速缓存一致性。若是一个存储器系统知足如下条件，那么以为该存储器系统是一致的：a）处置器P对地址x的写操作后面紧随着处置器P对x的读操作，而且在这次读操作和写操作之间没有其他处置器对x进行写操作，这时读操作老是返回P写入的数值。b)在其他处置器对x写操作后处置器P对x执行读操作，这两个操作之间有足够的距离而且没有其他对x的写操作，这时读操作返回的是写入的数值。C)写操作串行化，即任何两个处置器对同一个地址

5、的两个写操作在所有处置器看来都有相同的顺序。22多处置器的高速缓存一致性协议分类支持高速缓存一致性的多处置器系统中，高速缓存提供共享数据的迁移和复制。小规模多处机系统通过在硬件上引入一个协议保护高速缓存一致性来解决问题。那个用于保护多个处置器一致性的协议称为高速缓存一致性协议(cachecoherenceprotocols)。实现高速缓存一致性的关键在于跟踪所有共享数据块的状态。普遍采纳的有以下两类协议，它们采纳不同的技术跟踪共享数据：a)监听式(Snooping)。每一个含有物理存储器中数据块副本的高速缓存保留该数据块共享状态的副本。高速缓存通常放在共享存储总线上，所有的高速缓存操纵器对总线

6、进行监视或监听，来确信它们是不是含有总线上请求的数据块的副本。rb)目录式(Directorybased)。把物理存储块的共享状态寄存在一个地址，称为目录。221监听协议监听协议随着多处置器系统中普遍利用微处置器和连接到单一共享存储器的高速缓存而变得愈来愈流行，因为这种协议能利用已经存在的物理连接通往存储器的总线来查询高速缓存的状态。监听协议有两种。一种称为写无效协议(writeinvalidateprotoco1)，它在处置器写数据项之前保证该处置器能独独占访问确保写操作执行后不存在其他可读或可写的数据项副本，高速缓存中该数据项的所有其他副本都是无效的。另一种称为写更新(writeupdat

7、e)或写广播(writebroadcast)，它在处置器写入数据项时更新该数据项所有的副本。因为在基于总线的多处置器系统中总线和存储器带宽是最紧张的资源，而写无效协议可不能给总线和存储器带来太大的压力，因此咱们要紧讨论写无效协议。在小规模多处置器系统中实现写无效协议的关键是利用总线来完成无效操作。要实现无效操作，处置器只要取得总线操纵权后在总线上广播无效数据的地址即可。所有处置器都要不断地监听总线来监测地址。处置器要检查各自的高速缓存中是不是有总线上广播的地址。若是有，那么高速缓存中相应的数据要置为无效。总线所保证的串行访问也保证了写操作的串行化。能够利用高速缓存中已有的标识位来实现监听进程。

8、每一个块的有效位(valid)使作废机制的实现较为容易。关于由无效操作仍是由其他事件致使的读操作缺失，只需将该位设置为无效；关于写操作，需明白其他高速缓存中是不是存有该数据块的副本。若是没有其他副本，那么在写回式高速缓存中不用将写操作放到总线上，如此可减少所用的时刻并降低所需的带宽。为了分辨一个数据块是不是共享，需要给每一个数据块增加一个特殊的状态位。高速缓存块状态分为共享(shared)和独占(exclusive)。拥有缓存块唯一副本的处置器通常称为该缓存块的所有者(owner)，处置器的写操作使自己成为对应缓存块的所有者。当对共享的数据块执行写操作时，高速缓存会在总线上发送一个无效操作，并

9、把该块标记为私有。当发送无效操作时，所有者的高速缓存块从共享状态变成独占状态，若是稍后其他处置器请求那个高速缓存块时，它会再次变成共享状态。那个协议工作机理的关键在于任何一个高速缓存块要么在多个缓存中处于共享状态，要么在唯一一个高速缓存中处于独占状态。任何状态要转换到独占状态(处置器要对某个数据块执行写操作时必然会转到那个状态上)必需要在总线上放置一个写缺失信号，使所有的高速缓存把数据块置为无效。而且，若是其他高速缓存中含有处于独占状态的数据块，该高速缓存要执行写回操作，通过写回操作提供目标数据块。若是发生独占状态数据块的读缺失时，拥有该数据块的高速缓存也会使其状态变成共享，如尔后续的写操作就

10、能够够取得独占权限。22目录协议在散布式存储器多处置器系统中，每一个节点上用目录来实现高速缓存的一致性。每一个目录负责跟踪共享本地存储器的高速缓存。目录可通过功用总线与处置器和存储器通信，也可通过专用端口连接到存储器，或能够作为中央节点操纵器的一部份来实现。目录必需跟踪每一个高速缓存块的状态。高速缓存块有3种状态：共享(shared)、未缓冲(uncached)和独占(exclusive)。目录还要跟踪拥有共享数据块副本的处置器，这就要给每一个存储器块保留一个位向量。当块处于共享状态时，向量的每一名表示所对应的处置器是不是拥有该块的副本。当块处于独占状态时，能够利用位向量来跟踪块的所有者。咱们

11、利用共享者(Sharer)的集合跟踪拥有数据块副本的处置器集合。发送到目录的消息引发两种不同类型的动作：更新目录状态，发送请求的消息数据。图4列出了基于目录的系统中单个高速缓存块的状态转换图。能够看出，目录协议的操作大体上和监听协议的相同；不同的是，在监听协议中，写缺失操作是通过在总线上广播实现的，而目录协议中通过目录操纵器发送取数据和无效消息实现。下面具体看一下每一个状态能够收到的请求和采取的动作。当数据块处于未缓存状态时，那么存储器中的副本确实是当前值，有2种可能的目录请求：读缺失：存储器向发出请求的处置器送回所要求的数据，而发送请求的节点成为唯一的共享节点。块的状态设为共享。写缺失：向发

12、出请求的处置器送回数据值并使它成为共享节点。数据块设为独占状态，指明这是唯一有效的缓存副本。共享集合中会指明所有者。当数据块处于共享状态时，存储器中的数值也是最新的，有2种可能的目录请求：读缺失：存储器向发出请求的处置器送回所要求的数据，然后将发送请求的处置器放到共享集合。写缺失：向发送请求的处置器送回数值。向共享者集合中的所有处置器发送无效消息，而且共享者集合中要保留发送请求的处置器标识。数据块设置成独占状态。当数据块处于独占状态时，块的当前值保留在共享者集合中指明的所有者处置器的高速缓存中，有3种可能的目录请求：读缺失：向所有者处置器发送取数据消息，然后将该块的所有者中的副本转换为共享状态

13、而且由所有者向目录发送数据，在目录中将数据写入存储器中并将数据发送到发出请求的处置器上。将发出请求的处置器添加到共享者集合中，这时集合中仍然会有其他所有者处置器。写缺失：数据块有了新的所有者。向旧所有者发送消息，使缓存将该数据块置为无效，并把值发送到目录中，再通过目录把数值发送到发出请求的处置器上。发出请求的处置器成为新所有者。共享者集合只保留新所有者的标识，而块仍然处于独占状态。C）数据写回：所有者处置器将数据块改写了，因此必需要执行写回操作。这使得存储器副本取得更新（实质上主目录成了所有者），而且再也不缓存数据块。将共享者集合设置为空。双内核处置器的应用系统架构师此刻采纳新的方式来处置嵌入

14、式应用中的发烧和功率问题。一种方式是构建能经受和发散更多热量的物理尺寸更大的系统，用于电信基础设施的AdvancedTCAfe准确实是如此的例子。作为一个概念验证平台，AdvancedTCAB准受到运营商、设备制造商和器件供给商的欢迎。多个供给商和产品都可利用的通用外形尺寸的问世，显著减少了原型开发时刻和本钱。但是，AdvancedTCAt制造基础设施上应用的普遍程度仍然是个未知数，功率、体积和本钱是要紧考虑因素。设计工程师采纳的替代方式利用了集成的双内核微处置器中的最新技术，使它们每毫瓦的处置能力最大。与其被迫采纳一种基础设施系统来处置产生的热量，设计工程师更情愿在第一时期中幸免产生热量。对

15、称多处置器（SMP双处置器应用是双内核器件明显的应用目标。在这些应用中，处置器共享相同的操作系统（OS）和存储器。两个分离的处置器和它们的系统逻辑能够全数集成在一个器件里。一个常见的误解是以为双内核器件仅限于SM而用。采纳智能设计，设计工程师可增加必要的hook函数和功能性，以许诺不仅支持在每一个内核上具有相同操作系统的非SMPt置器，还支持每一个内核不同的操作系统。设计工程师利用这种灵活性衔接现有操作系统（一般是专用的）与新兴操作系统，如Linux。操作系统供给商通过概念标准化的通信方式进行合作，以实现双内核器件中操作系统之间的这种“协同不对称多处置”功能。灵活利用集成的多内核处置器特性和技

16、术，可为许多嵌入式应用实现外形尺寸小、本钱低、性能靠得住的系统。很明显，集成的双内核微处置器正在改变架构现状。专门为嵌入式应用而设计的新型处置器，可实此刻特定功率预算内大大提高计算密度的高性能系统设可扩展的设计和性能MP本质上采纳的是分而治之的方式，通过把多个处置单元集成在一路，让每一个处置单元能运行一个独立的并发线程，利用模块化设计原理就创建了一个多处置器。这使得整个设计没有MT这么复杂，风险更低，从而使系统设计工程师能在需要的时候简单地插入另外的处置器。这种设计的简单性使MP比MT的可扩展能力要强得多，因为在MT处置器中与慢慢升高的时钟速度相关的设计本钱常常会限制其可扩展能力，专门是当考虑

17、到，因为未命中任意级别的高速缓存而致使重要代价的时候。图2以L2缓存访问为例说明了这种代价。另一个选择是在单个设计中同时部署MP?口MT但是，已经证明其相关的软件复杂度被现有的多处置器操作系统和软件编写社群严峻低估。在如此的设计中，存在一对大体矛盾，MT需要认真治理处置器资源的访问和共享，而MP在运行独立应历时具有高效率。许多系统设计工程师发觉，事实上在禁用系统的MTB,他们实现了更高的性能。考虑到许多软件应用可能已经考虑到每种解决方案的特点而为其专门设计，因此笼统地宣称一种方案比另一种更好是不明智的。但是，基于传统的单处置器的MP具有更大的可扩展性，因此在选择开发策略的时候，软件设计工程师此刻就能够够从必然程度的灵活性中获益，他们感到能够为以后一段时刻内软件架构不需要转变而安心。处置器的设计正在从提高频率向降低功耗的方向转变，为知足更高性能的要求并使功耗不超过许多应用所能经受的范围，微处置器的一个明显转变是从频率愈来愈高向多内核架构转变。本文分析这种转变对嵌入式系统设计的性能带来哪些改善。双内核微处置器是当前计算设计关注的核心，为知足更高性能要求并使功耗不超过许多应用所能经受的范围，微处置器正在从频率愈来愈高的进展趋