6. Организация ассоциативной, кэш и виртуальной памяти

6.1 Память с ассоциативным доступом

Состав элементов и принцип работы АЗУ. Память с ассоциативным доступом, или ассоциативная память, отличается от остальных типов памяти тем, что обращение к ее ячейкам осуществляется не по определенному адресу, а по содержимому ячеек памяти. Фактически ассоциативная память работает как поисковая система, способная найти информацию по заданному образцу Основу ассоциативной памяти составляют ассоциативные запоминающие устройства (АЗУ), которые, как и большинство оперативных ЗУ, являются энергозависимьими и реализуются в виде полупроводниковых микросхем (наборов микросхем).

Принцип работы АЗУ поясняет схема, представленная на рис. 6.1. Запоминающий массив, как и в адресных ЗУ, разделен на m-разрядные ячейки, число которых n. Как правило, в состав АЗУ входят:

– запоминающий массив (ЗМ);

– регистр ассоциативных признаков (РгАП);

– регистр маски (РгМ);

– регистр индикаторов адреса со схемами сравнения на входе.

В АЗУ могут быть и другие элементы, наличие и функции которых определяются способом использования АЗУ[1].

Выборка информации из АЗУ происходит следующим образом:

1. В регистр ассоциативных признаков из устройства управления передается образец для поиска – код признака искомой информации. Код может иметь произвольное число разрядов от 1 до m.

2. Если код признаков используется полностью, то он без изменения поступает на схему сравнения, если же необходимо использовать только часть кода, тогда ненужные разряды маскируются с помощью регистра маски.

3. Перед началом поиска информации в АЗУ все разряды регистра индикаторов адреса устанавливаются в состояние 1.

4. После этого производится опрос первого разряда всех ячеек запоминающего массива, и содержимое сравнивается с первым разрядом регистра ассоциативных признаков.

5. Если содержимое первого разряда i-й ячейки не совпадает с содержимым первого разряда РгАП, то соответствующий этой ячейке разряд регистра индикаторов адреса T_i сбрасывается в состояние 0, если совпадает – разряд Т_i, остается в состоянии 1. Затем эта операция повторяется со вторым, третьим и последующими разрядами до тех пор, пока не будет произведено сравнение со всеми разрядами РгАП.

6. После поразрядного опроса и сравнения в состоянии 1 останутся те разряды регистра индикаторов адреса, которые соответствуют ячейкам, содержащим информацию, совпадающую с записанной в регистре ассоциативных признаков. Эта информация может быть считана в той последовательности, которая определяется устройством управления.

Преимущество и недостатки АЗУ. Время поиска информации в ЗМ по ассоциативному признаку зависит только от числа разрядов признака и скорости опроса разрядов, но не зависит от числа ячеек ЗМ. Этим и определяется главное преимущество АЗУ перед адресными ЗУ, так как в адресных ЗУ при операции поиска необходим перебор всех ячеек запоминающего массива. Кроме того, существуют реализации АЗУ, выполняющих поиск одновременно над всеми разрядами всех слов, записанных в память, т. е. время поиска в подобных устройствах не превышает времени цикла памяти.

Запись новой информации в ЗМ производится без указания номера ячейки. Обычно один из разрядов каждой ячейки используется для указания ее занятости, т. е. если ячейка свободна для записи, то в этом разряде записан 0, а если занята – 1. Тогда при записи в АЗУ новой информации устанавливается признак 0 в соответствующем разряде регистра ассоциативных признаков, и определяются все ячейки ЗМ, которые свободны для записи. В одну из них устройство управления помещает новую информацию.

АЗУ могут строится таким образом, что, кроме ассоциативной, допускается и прямая адресация данных, что представляет определенные удобства при работе.

Запоминающие элементы АЗУ в отличие от элементов адресуемых ЗУ должны не только хранить информацию, но и выполнять определенные логические функции, поэтому позволяют осуществить поиск не только по равенству содержимого ячейки заданному признаку, но и по другим условиям: содержимое ячейки больше (меньше) компаранда, а также больше или равно (меньше или равно).

Отмеченные выше свойства АЗУ характеризуют преимущества АЗУ для обработки информации.

Формирование нескольких потоков идентичной информации с помощью АЗУ осуществляется быстро и просто, а с большим числом операционных элементов можно создавать высокопроизводительные системы. Надо учитывать еще и то, что на основе ассоциативной памяти легко реализуется изменение места и порядка расположения информации. Благодаря этому АЗУ является эффективным средством формирования наборов данных.

Исследования показывают, что целый ряд задач, таких, как обработка радиолокационной информации, распознавание образов, обработка различных снимков и других задач, с матричной структурой данных, эффективно решается ассоциативными системами. К тому же программирование таких задач для ассоциативных систем гораздо проще, чем для традиционных систем.

К сожалению, устройства памяти с ассоциативным доступом имеют высокие сложность изготовления и стоимость, превышающие аналогичные показатели как динамических, так и статических ОЗУ. Ассоциативная память является основой для построения параллельных ассоциативных систем, а также для ВС, управляемых потоком данных. Наиболее же широко ассоциативный доступ применяется в подсистемах кэш-памяти.

6.2 Кэш-жадының ұйымдастырылуы және оларды басқару

6.2.1 Кэш-жадының негізгі ұйымдастырылуы

Кэш-жадының қолдану тарихы. Процессорлардың жылдамдық жұмысы жылдан-жылға бірталай артып келеді. Соның нәтижесінде сақтаулы жүйелердің жобалауы процессордың кідірмей ақпараттарды жеткізе алуы тым қиын болып барады. Жадтың жартылай өткізгіш кристалдары анда-санда қысқа мүмкіндік пен өте қымбат. Үлкен сыйымдылықтың жадының құрылысының баламасымен қымбат жоғары жылдамдық кристаллдардан кішкентай жоғары-жылдамдық жад игерушілік болып табылады, ақпаратты сақтау үшін, қолданған процессормен әбден мүмкін, ал сол кезде басқа ақпарат негізгі жадта сақтаулы. Жадтың қымбат кристаллы аз және сондықтан басты жадтағы тез әрекеті азырақ құрылуы мүмкін. Аз мөлшердегі тез әрекетті жад кэш немесе жад-кэш деп аталады. [2].

Алғашқы рет екінші деңгейлі жадты құру М.Уилксом 1965жылы ЭВМ Atlas құрудың алдында ұсынды. Тіл табудың мәні мынада болды ЦП И ОП-ның арасындағы шағын көлемді буферлік жадының тез әрекеттегі орналасуы. Жұмыстың барысында ВС аумақтар ОП, айналым жүргізеді, буферлік жадқа көшіріледі. Қағидатты қадағалау есебінен жергілікті жүгінуінен елеулі ұтыс өнімділігінен болады.

Жаңа жадтың түрі кэш-жад деген атау алды (ағылшынша сасhе – «құпия орын, баспана»), бұндай жад жасырын болғандықтан, ЦП үшін «көрінбейтін», оған тікелей үндей алмайды. Өз кезегінде, программист кэш-жадының барын мүлдем білмеуі мүмкін. Сериялық ЭВМ кэш-жады IВМ S/360 тұқымдас 85 үлгі жүйесінде алғашқы рет қолданылды. Бүгін кэш-жады барлық ЭВМ сыныбында бар, және де көбінесе көп деңгейлі құрылымы болады.

Бұрында айқын болған барлық терминдер, кэш-жады үшін де қолданылуы мүмкін, әйтсе де «тармақ» (line) сөзі көбінесе «блок» (block) сөзі орнына қолданылады.

Қолда барда кэш-жадының жадқа үндеуінің баға уақыты. Ереже бойынша, кэш-жады негізге асыра тез әрекет ететін және қымбат тұратын ОЗУ статистикалық түрге құрылады, соған қоса оның тез әрекеті 5-10 есе а ОП-НЫҢ тез әрекетінен артық, ал көлемі 500-1000 есе кем. Көлемнің артуы кэш-жадының сыйымдылыққа деген қарым-қатынасы ОП тосқауылына ОЗУ-дың статикалық құнының жоғарылығы ғана емес. Мәселе мынада, сыйымдылықтың жоғарылауы кезінде схеманың басқару қиындығынан кэш-жады өседі, өз кезегінде, тез әрекеттің құлауына әкеледі. Зерттеулер көрсетті, кэш-жадының көлемі көрсетілген арақатынас және ОП қолайлы екен деп. Бұл арақатынас алдағы ВС дамуы үшін, жадтың екі түрін де тез әрекетті арттыру үшін процессте сақтала береді.

Кэш-жадын жадқа үндеу үшін оқшаулау пайдаланады, оперативті жадтың аймағына жоғары жылдамдық жад көшірмесін орналастырып, процессордан талап етуі әбден мүмкін. Жадқа әр үндеу алдымен кэш-жадына үндеу ретінде орындалады. Егер талап етілген ақпарат сонда табылса, онда кэш-жадына үндеу сәтті болып жатыр деп саналады және ақпарат процессорге тез жіберіліп жатыр. Егер кэш-жадына үндеу сәтсіз болып жатса, яғни, егер ақпарат кэш-жадында табылмаса, онда тым баяу оперативті жадына сүйену керек.

Жадқа үндеу орта уақыты, кэш-жадының қолда барда, формуламен анықталады:

Сонда, Н – кэш-жадына кездейсоқ коэффициент, яғни, кэш-жадына үндеуі сәтті пайыз

Т_cache и Т_main – кэш-жадына мүмкіндік уақыты және негізгі жад, тиісінше.

Мысалы, есте қалатын жүйе кездейсоқ 90% коэффициентпен, Т_cache=20 и Т_main=100 нс орта уақыт үндеуі болатын еді Т_асcess=30 нс, осылай кэш-жады үшін әлдеқайда жақын болады,қарағанда негізгі жад тым баяу .

Кэш-жадының басқарылуы. ЦП кэш-жадына тікелей мүмкіндігі жоқ. ЦП, ОП әрекеттесуінің ұйымдастырылуына және кэш-жадына арнайы контроллер жауап береді. Бүкіл ОП белгіленген көлемнің блоктарына жіктеледі, сонымне қоса, ОП-НЫҢ мекенінің үлкен бөлігі блоктың мекенін анықтайды, ал кішкентай бөлік – блоктың ішіндегі адрес сөзі. Ақпаратпен алмасу ОП-мен кэш-жадының арасындағы блоктармен жүзеге асырылады. Кэш-жады сонымен қоса өзінің ішкі адрестеуіне ие және әрбір саналған ОП ішіндегі блок кэш-жадына белгілі бір блок адресінің кэш-жадына орналасады. Жиі-жиі кэш-жадының блоктары тармақ деп аталады немесе кэш-тармақтары деп.

Егер блок ЦП жағынан сауал жүзеге асырылса, кэш-жадында болса, онда оның саналғаны әлдеқашан кэш-жадына үндеуінде аяқталады. Сонымен, кейбір мекенге мүмкіндікті қамтамасыз етеді, сондықтан контроллер алдымен анықтау керек, осы мекеннің мазмұнын кэш-жадында блоктың көшірмесі бар екенін. Егер де болса, бұл блоктың кэш-жадындағы кай мекеннен басталатынын анықтау. Бұл ақпаратты контроллер мекендердің қайта құру механизмінің көмегімен алады. Бұл механизмнің қиындығы орналастыру стратегиясына байланысты, айқындаушы, кэш-жадының қандай орынға ОП-ның әр блогын орналастыру керек. Маңызды сұрақ кем емес болып табылады, қандай сәтте кэш-жадына ОП-дан блок көшірмесін орналастыру керек. Сұрыптау стратегиясының көмегімен берілген мәселе шешіледі. Жазу кезінде кэш-жадына бірнеше бұрынғы ақпаратты ауыстыру әдісі қолданылады, негізгі жад жаңарту стратегиясымен анықталады. Жиі жағдай пайда болады, керекті блокты ОП-дан сұрыптауға қарамастан, кэш-жадында оны орналастыру үшін орын болмайды. Осындай жағдайда біреуін кэш-тармағынан таңдау керек және оны жаңа блокпен ауыстыру керек. Кэш-тармағын алыстату әдісін анықтау ауыстыру стратегиясы депе атайды.

6.2.2 Кэш-жады мәліметтерін орналастыру стратегиясы

Кэш-жады мәліметінің орналасуының келесі әдістері бар:

– тіке бөлуі ;

– толық ассоциативтік бөлуі;

– жарым-жартылай (көптеген) ассоциативтік бөлуі;

Мысал үшін мәлімет. Мысалға, n шинаның мекенінің дәрежесі, сонда сыйымдылық ОП V_ОП=2ⁿ сөзі. Бірлікті тежеусіз 256 сөзде кэш-тармағының көлемін анықтайық, сонымен, бүкіл ОП 2n-8 блоктарға бөлінеді. Мекенде үлкен ОП-ның n-8 биттері блоктың мекенін анықтайды, ал кіші байт – блоктағы адрес сөзі. V Кэш – жадының сыйымдылығы 1024 есе ОП сыйымдылығынан аз болсын, демек V_кэш=2^n-10 сөзі немесе 2^n-18 кэш-блоктары (кэш-тармағы) [1].

Кэш – жадының тікелей бөлуі. Егер негізгі жадтың әр блогы бір ғана белгіленген орынға ие, ол кэш – жадында көріне алады, онда бұндай кэш-жады, тікелей бөлуімен кэш деп аталады (direct mapped cache). Кіші дәрежедегі блоктың адресі кэш-жадының мекеніне ОП блоктарының мекенін бейнелеу үшін жай пайдаланады, бұл кэш-жадының ыңғайлы қарапайым ұйымы. Сонымен, өзінің мекеніндегі бірдей кіші дәрежелерге ие ОП-ның бүкіл блогы, бір кэш-тармағына түседі, Таким образом, все блоки ОП, яғни,

(кэш-тармағының мекені) = (ОП блогының мекені) mod (кэш-жадындағы блоктардың саны).

Біздің мысалда с кэш-тармағының мекенін ОП блогының мекеніндегі кіші n-18 бит құрайды. (рис. 6.2). ОП блок мекенінің жаңаруын кіші n-18 бит сұрыптау жолымен кэш-тармағының мекені орындайды. Сондықтан бірдей n-18 кіші битке ие, ОП кез келген 1024 блогы кэш тармағының мекеніне орналастыруы мүмкін. Тег деп аталатын, өзара бұл блоктар 10-даған биттермен ажыратылады. Қазіргі уақытта кэш-жадында нақты қандай ОП блогы сақтаулы екенін анықтау үшін, тегтің жады (тегті жад) деген атауға ие, тағы бір жад пайдаланылады. Тегті жад сөзбе сөз жолданады, және де әрбір сөздің көлемі бар, тегтің көлеміне бірдей. Тег жадының сыйымдылығы – бұл кэш-тармағының жалпы санының тег көлемінің туындысы, біздің мысал үшін 102n-8 битты құрайды. Тег жадының мекені с – кэш-тармағының мекені болып келеді. Жад тег жадынан айырмашылығы, блоктар сақталған, кэшке орналастырылған, мәліметтер жады деп аталады. Мәліметтер жады сөзбе сөз жолданады, оның мекені кэш-тармақ мекенінен және блок ішіндегі (кэш-тармағы) сөздер мекенінен құрастырылған.

А-му ОП мекенінің рұқсаты кезінде (рис. 6.3) блок мекенінің кіші n-18 биті (с шеті), осы мекенде бар кэш-тармағы мекені ретінде пайдаланылады. Адрес бойынша кэш-тармағы тег жадынан тег саналады (t шеті).

Бұған қатарлас А (c и w шеті) мекені n-10 кіші бит көмегімен жад мәліметіне рұқсат орындалады. Егер саналған тег және үлкен 10 бит мекені А сәйкес келсе, онда ол блоктың, А мазмұнды мекен, жад мәліметінде бар және сөзде, мәлімет жүзеге асырылады, ОП-дағы мәліметтердің көшірмесі А мекенімен сақталады. Егер тег А мекенді үлкен 10 биттан өзгеше болса, онда А мекені бар негізгі жадтан блок есептелінеді, ал кэш-жадына кэш-тармағы өшіріледі, қай мекен с шетімен анықталатын болса (кіші n-18 биттермен) саналған блоктың мекендері және кэш-тармағының өшірілген орнына ОП блогынан саналған кіреді. Сонымен қоса, тег жадындағы тиісті тег жаңартылады.

Түзу таратушылықтың абзалдығымен қарапайым жүзеге асуы болып табылады, бірақ кэш-тармағының мекені міндетті түрде ОП блогының мекенімен анықталады, кейбір кэш-жадының бөлігінде шығырдың облысының топталу мүмкіндігі жоғары. Блоктарды ауыстыру бұл бөлікте едәуір жиі болады, ал сол кезде кэш-жадының басқа облыстры тоқтап қалуы мүмкін. Ондай жағдайда кэш-жадының тиімділігі едәуір төмендейді

Кэш-жадына толықтай ассоциативтік бөлісу. Егер кейбір негізгі жадтың блогы кез-келген кэш-жадының орнында қойылса, онда кэш толықтай ассоциативтік деп аталады (fully associative). Осындай бөлісуде жад мекенінің құрылысы 6.4. суретінде көрсетілген.

Ондай кезде (6.5. сур.) мекенді өзгерту кезінде тез жауап алу керек, блок көшірмесі мен кэш-жады еркінше көрсетілген мекенімен бар ма, бар болса, кандай мекенмен. Тез өзгертуді жүзеге асыру үшін ассоциативтік тег жадын қолданады. Ассоциативтік тег жадтың кіре берісіне ара сапа ізденістің кілтінің t разрядталған n-8 бит блоктың мекенжайы беріледі, бұл жағдайда тегтің бары, ал шыға берісінде 10-разрядты с кэш-тармағының мекені болады, демек, сұралған блоктың мекені кэш-жадының мәліметі ішінде.

с кэш-тармағының мекені w блогы сөз ішіндегі мекенімен бірге толық мекен ізделіп отырған жад ішіндегі сөз мәліметі біріктіреді, фиксатор деп саналады. Ақиқатында саналған сөз кілтпен ассоциативті тег жады тек қана ізденісі сәтті болғанда ғана мойындайды. 6.6 суретінде кэш-жадының бөлісуі берілген әдісті пайдалануына мысал келтірілген.

Көптеген ассоциативті кэш-жадының бөлісуі. Бұл жағдайда бірнеше көршілес блоктың (белгіленген сан, екеуден кем емес) ОП құрылысты құрастырады, көптік (топтар) деп аталады. b кэш-тармағының мекені set(b) тобының мекені және tag(b) (тег бөлігі) тобының ішкі блок мекені болып бөлінеді. B блок көшірмесінің мекені кэш-жадқа орналастыру үшін, негізгі жадта сақталған, set(b) мекенмен тобын таңдау керек. Сонымен қатар, топтан қандай блок таңдалу мүмкін екені маңызды емес. Топты таңдау үшін тікелей әдіс бөлісуі пайдаланылады, ал топтағы блокты таңдау үшін, ассоциативті толық әдіс бөлісуі пайдаланылады.

Егер топ n блогынан тұрса, онда бұндай орналастыру көптік-ассоциативті n каналымен деп аталады (n-way set associative). Ұйымдардың диапазоны ықтимал кэш-жадының өте кең екенін байқағанымыз тиіс:

– кэш-жады тікелей бөлісумен;

– бір каналды көптік ассоциативтік кэш-жады;

– көптік ассоциативті m-каналды;

Толыықтай ассоциативті кэш-жады m блогымен көптік ассоциативті m-каналды деп аталуы мүмкін. Заманауи процессорларда, ереже бойынша, кэш-жады тікелей бейнелеуімен пайдаланылады немесе екі- (төрт-) көптік ассоциативті каналды кэш-жады пайдаланылады.

6.2.3 Негізгі жадтың және стратегияны ауыстырған жаңартылу стратегиялары

Негізгі және кэш-жадын жаңарту стратегиялары. Егер жаңарту нәтижесі негізгі жадқа кэш-жадының блоктарын қайтармаса, онда ОП-дағы жинақ есептеуші барысына сәйкес емес болады, жадтың (көшірменің келісімі) когеренты бұзылады. Ондай болмас үшін, ОП-ны жаңарту әдісі көрсетілген, оларды екі үлкен топқа бөлуге болады:

– кэш арқылы жазба әдісі (толассыз);

– кері жазба әдісі (кері көшірмемен жазба);

Кэш арқылы жазба әдісін пайдалану кезінде (write through) әрбір элемент әрбір жазба циклы негізгі жадқа тікелей жазылады, кэш-жады бір уақытта түрленеді. Кері жазба әдісін қолдану кезінде (write back) барлық жазбалар кэш-жадында ғана жасалады, кэш-жадын және оперативті жад мазмұны уақытша бірдей емес болып қалады. Соңыра,ақпарат кэш-жады ауыстырылуы керек, барлық өзгерген кэш-жады элементтері негізгі жадқа кері көшіріледі. Бұл негізгі жадтағы бөлісудің жалпы санды қысқартады.

Екі ұйымның ықпалының жазбасы өзінің басымдылығымен кемшілігіне ие. Жазба кезінде кері көшірмемен жазбаның амалы кэш-жадының жылдамдығымен орындалады және бірнеше жазбалар бір блок негізгі жадтағы бір блоктың жазбасы талап етіледі. Неғұрлым арада осы уақиғада айналымдар негізгі жадқа сирегірек болып жатады, не өте пішінді процессорлық жүйелер үшін. Жазба кэш арқылы жай жүзеге асу үшін кері жазбамен көшіріледі. немқұрайлы жазбаның артықшылығы та ара ана, негізгі жадта деректердің ең жас көшірмеге ие, мүмкін ара біреуді оқиғаға түбегейлі бірнеше процессордың бірлескен жұмысында маңызды болуы мүмкін. процессор жазбаның бітісін немқұрайлы жазбада орындалуын күтеді, ол жазба үшін тоқтайды. Минимизациялауының ортақ әдісімен жазбаға игерушілік жазбаның буферінің пайдалануымен жадта бар жаңалау кезінде процессорге орындалу командасы барысында жалғастыруға рұқсат береді. тоқтатылғандар жазба бойынша және барым кезінде жазбаның буферінде туындауы мүмкін.

мүлт кезінде жазбаның екі қосымша мүмкіндігі бар:

1) блокты кэш-жадына орналастыру (сонымен қатар жазба кезінде сұрыптау деп аталады). Блок кэш-жадына жүктеледі, содан кейін жазба кезіндегі ұқсас тигізу іс-әрекеті орындалады;

2) блокты кэш-жадына орналастырмау (сонымен қатар айналадағы жазба деп аталады). Блок ОП-ға өзгеертіледі және кэш-жадына жүктелмейді;

Көбінесе кэш-жадында өтпелі жазбасымен айналадағы жазба пайдаланылады (сондықтан келесі жазба бәрібір осы жадтың блогына түседі), ал кэш-жадындағы кері жазба сұрыптау кезіндегі жазба пайдаланды (осы блоктағы келесі жазба ұсталынады деген үмітте болады). Егер сұрыптау кезіндегі жазба пайдалнылса, мынадай фактты ескеру керек жазылған блокты кэш-жадына орналастыру үшін бос орын болмауы мүмкін және ең дұрысы сол немесе басқа орналастыру стратегиясын қолдануға тура келеді.

Кэш-тармағының орынбасу стратегиясы. Оқу кезінде қателік туындағанда, кэш-жадының контроллері алмастыруға болатын блокты таңдауы керек. Ең жеңіл орынбасу стратегиясы тура орналастыру кезінде қолданылады. Таңдауға тек бір кэш-тармағы тексеріледі және тек сол кэш-тармағы орынбасуы мүмкін. Кэш-жадының толық ассоциативті немесе көпшіл ассоциативті ұйымдастырылуы кезінде, қай кэш-тармағы орынбасу бола алатынын дәл таңдалуы керек.

Кэш-тармақтарының орынбасуы үшін үш маңызды стратегия қолданылды, кездейсоқ, FIFO және LRU. Бірінші жағдайда орынбасатын кэш-тармағы кездейсоқ немесе псевдокездейсоқ таңданылады. FIFO әдісі бойынша, барлық орынбасу обьектісі болып саналатын, кэш-тармағының ішінен кэш-жадыға ең бірінші болып жіберілетіні таңдалынады. LRU (Least Recently Used – бәрінен көп қолданылмаған) орынбасуға бәрінен де көп үндеу болмаған кэш-тармағы жатады. Жүзеге асыруды ең жеңілі болып кездейсоқ орынбасу есептеледі, ал ең қиыны – FIFO стратегиясы. Практикада ең қолайлы әсер көрсетіп жүргені LRU әдісі.

Бұл орынбасу кэш-тармағымен манипуляция әдісін жүзеге асыру LRU – стекі көмегімен орындалады. Жүктелу кезінде кэш-тармағы осы стекке орналастырады, орынбасу үшін стектің тереңірек позициясында сақтаулы тұрған кэш-тармағы қолданылады. Дәл осы кэш-тармағы стектен өшіріледі.

Белгілі бір кэш-тармағыда үндеу кезінде ол өшіріліп, кейін қайта сол стекке орналастырады. Кэш-тармағына рұқсат болмаған уақыт өскен сайын, ол стекке одан да терең позицияға орнығады. Кэш-тармақтарына үлкен жылдамдықта манипуляция жасата алатын LRU – стектің жүзеге асуы кэш-жады блоктарының мөлшер санының көбеюімен қиындайды және қымбаттай түседі. Стекті механизммен көпшіл-ассоциативті орналасу кезінде кэш-жадының әрбір тобы жаңартылған болуы керек, ол да аппаратура бағасының өсуіне әкеледі.