Суперкомпьютеры и системы. Мультипроцессоры. Учебное пособие

выполняются обращения к памяти для записи из одного и того же про­цессора, остается одинаковым для всех «читающих» процессоров.

Слабая согласованность предусматривает явную синхронизацию содержимого памяти для разных процессоров с помощью переменных или команд синхронизации, активизируемых с фиксированным интер­валом времени разными процессорами и согласованных по последова­тельности. По очередному сигналу или команде синхронизации завер­шаются все текущие операции обмена, и только после этого активизи­руются новые обращения к памяти. Очевидно, этапы синхронизации вносят определенную взаимную упорядоченность операций с памятью, но вместе с тем задерживают выполнение программы.

синхронизацию содержимого памяти для разных процессоров с помо­щью операций синхронизации, активизируемых с фиксированным ин­тервалом времени разными процессорами. В промежутках между опе­рациями синхронизации состояние памяти никак не согласовано, т. е. результаты операций записи в память могут быть прочитаны разными процессорами совершенно в произвольном порядке. Но в момент син­хронизации все незаконченные операции записи завершаются, и ни одна новая операция не может начаться, пока не будут завершены все предыдущие записи и не завершится сама синхронизация. Синхрони-

зация приводит память в строго согласованное состояние, когда не остается никаких незавершенных операций. Операции синхронизации являются последовательно согласованными, т. е. если они одновре­менно инициируются несколькими процессорами, то аппаратно опре­деляется определенный порядок их выполнения, причем все процессо­ры воспринимают один и тот же порядок. Таким образом, с помощью операций синхронизации периодически вносится определенный поря­док в последовательность событий модификации значений перемен­ных, хотя это и занимает некоторое время, поскольку требует вытесне­ния всех модифицированных значений из всех кэшей в основное хра­нилище.

Когда начинается следующая операция acquire, производится про­верка, все ли предыдущие операции release завершены. Если нет, то операция acquire задерживается до тех пор, пока это не будет сделано (а перед тем как завершатся все операции release, должны быть завер­шены все операции записи). Таким образом, если следующая операция acquire выполняется через достаточно длительный промежуток време­ни после последней операции release, ей обычно не нужно ждать, и она может войти в свою критическую область без задержки. Если операция acquire выполняется через небольшой промежуток времени после опе-

В UMA-системах для каждого процессора аппаратно обеспечивает­ся один и тот же механизм доступа к любому элементу всей оператив­ной памяти. Другими словами, каждый элемент может быть выбран из памяти (или записан в память) с той же скоростью, что и любой другой ее элемент. Единая память может быть построена и как одноблочная, и в виде совокупности из нескольких модулей (банков). Обычно реали­зуется второй вариант, обеспечивающий более высокую производи­тельность за счет одновременной работы разных модулей.

модулем памяти (рис. 3.2).

Существует несколько способов реализации узла сопряжения про­цессоров и памяти, различающихся сложностью (соответственно и стоимостью) и масштабируемостью (влиянием количества процессо­ров на производительность):

Рис 3.3. UMA-системы с общей шиной:

Во всех таких решениях контроллер кэш-памяти разрабатывается так, чтобы кэш мог обеспечивать мониторинг запросов к основной па­мяти, идущих по шине от других процессоров и других кэшей, и в каждом конкретном случае предпринимать те или иные действия. Та­кие кэши получили название следящих (snooping cache), поскольку кэш как бы «следит» за шиной. Набор правил, которым следует кэш, процессоры и основная память, чтобы предотвратить появление раз­личных версий данных в нескольких кэшах, и называют протоколом согласования кэшей.

Существуют некоторые вариации этого простого протокола. Напри­мер, в случае кэш-попадания записи следящий кэш может считать с об­щей шины новое значение и обновить элемент данных строки вместо объявления его недействительным. Во всех протоколах кэширования нужно делать выбор между стратегией обновления и стратегией объяв­ления данных недействительными. Затраты на обновление требуют большей работы, чем на установку бита недействительности данных, но зато они могут предотвратить последующие кэш-промахи.

Для этого и было введено новое состояние O (Owned), которое означает владение правами собственности на данную строку кэша, ее клоны в других кэшах и в оперативной памяти. Эти права изначально принадлежат системной логике, на которой лежит обязанность по обеспечению всех агентов общей шины (подразумеваются не только процессоры, но и устройства типа bus master) верной информацией. Введение состояния M значительно усложнило жизнь системной логи- ке. При каждом запросе любым агентом информации из кэшируемого пространства оперативной памяти системная логика была вынуждена приостанавливать его выполнение, затем генерировать запрос всем контроллерам на наличие соответствующей грязной (помеченной как M) строки в их кэшах. Если у одного из них имеется такая строка, то он был обязан записать ее в оперативную память и изменить состо­яние на E. По окончании этой операции системная логика перезапускала изначальный запрос и доставляла нужную информацию. Если бы под­держка состояния M отсутствовала, тогда кэши всех процессоров всегда были бы согласованы с оперативной памятью, а системной логике было бы незачем проводить какие-либо дополнительные мероприятия, так как она могла бы просто доставить запрашиваемую информацию непосред­ственно из оперативной памяти. Однако это означало бы возврат к про­токолу обратной записи со всеми его недостатками.

лельных вычислений разные процессоры или процессорные ядра могут одновременно выполнять различные потоки одной и той же парал­лельной программы. В этом случае интенсивность обращений по запи­си новых значений в строку обычно становится примерно одинаковой и производительность падает. Для улучшения характеристик было введено состояние W (written), которое привело к созданию протокола MOWESI. При записи в строку с состоянием S оно изменяется на W, остальные контроллеры оповещаются об этом факте и становятся обя­заны ликвидировать или обновить свои устаревшие копии, после чего состояние строки изменяется на M или O в зависимости от того, кто выполнил запись. Обновления оперативной памяти удается избежать в обоих случаях.