Организация ЭВМ и систем / 481-550

Мультипроцессорная когерентность кэш-памяти

Мультипроцессорная система с разделяемой памятью состоит из двух или более независимых процессоров, каждый из которых выполняет либо часть большой программы, либо независимую программу. Все процессоры обращаются к командам иданным,хранящимся в общей основной памяти. Поскольку памятьявляется обобществленным ресурсом, при обращении к ней между процессорами возникает соперничество, в результате чего средняя задержка на доступ к памяти увеличивается. Для сокращения такой задержки каждому процессору придается локальная кэш-память, которая, обслуживая локальные обращения к памяти, во многих случаях предотвращает необходимость доступа к совместно используемой основной памяти. В свою очередь, оснащение каждого процессора локальной кэш-памя- тьюприводитктакназываемойпроблемекогерентностиилиобеспечениясогласованности кэш-памяти. Согласно [93, 215], система является когерентной, если каждая операция чтения по какому-либо адресу, выполненная любым из процессоров, возвращает значение, занесенное в ходе последней операции записи по этому адресу, вне зависимости от того, какой из процессоров производил запись последним.

В простейшей форме проблему когерентности кэш-памяти можно пояснить следующим образом (рис 11.5). Пусть два процессора Р1 и Р2 связаны с общей памятью посредством шины. СначалаобаCпроцессора читают переменную х. Копии блоков, содержащих эту переменную, пересылаются из основной памяти в локальные кэши обоих процессоров (рис. 11.5, а). Далее процессор Р1 выполняет операцию увеличения значения переменной x на единицу. Так как копия переменной уже находится в кэш-памяти данного процессора, произойдет кэш-попадание и значениех будет изменено только в кэш-памяти 1. Если теперь процессор Р2 вновь выполнит операцию чтения х, то также произойдет кэш-попадание и Р2 получит хранящееся в его кэш-памяти «старое» значение х (рис. 11.5,5).

Поддержание согласованности требует, чтобы при изменении элементаданных одним из процессоров соответствующие изменения были проведены в кэш-памя- ти остальных процессоров, где есть копия измененного элемента данных, а также в общей памяти. Схожая проблема возникает, кстати, и в однопроцессорных сиc- . темах, где присутствует несколько уровней кэш-памяти. Здесь требуется согласовать содержимое кэшей разных уровней.

Врешении проблемы когерентности выделяются два подхода: программный

иаппаратный. В некоторых системах применяютстратегии, совмещающие оба подхода.

Программные способы решения проблемы когерентности

Программные приемы решения проблемы когерентности позволяют обойтись без дополнительного оборудования или свести его к минимуму [72]. Задача возлагается на компилятор и операционную систему. Привлекательность такого подхода в возможности устранения некогерентности еще до этапа выполнения программы,

5 0 2 Глава 11. Организация памяти вычислительных систем

Рис. 11.5. Иллюстрация проблемы когерентности памяти: а — содержимое памяти до изменения значения х; б — после изменения

однако принятые компилятором решения могут в целом отрицательно сказаться наэффективностикэш-памяти.

Компилятор анализирует программный код, определяет те совместно используемые данные, которые могут стать причиной некогерентности, и помечает их. В процессе выполнения программы операционная система или соответствующая аппаратура предотвращают кэширование (занесение в кэш-память) помеченных данных, и вдальнейшемдля доступа к ним, как при чтении, так и при записи, приходится обращаться к «медленной» основной памяти. Учитывая, что некогерентность возникает только в результате операций записи, происходящих значительно реже, чем чтение, рассмотренный прием следует признать недостаточно удачным.

Более эффективными представляются способы, где в ходе анализа программы определяются безопасные периоды использования общих переменных и так называемые критические периоды, где может проявиться некогерентность. Затем компилятор вставляет в генерируемый код инструкции, позволяющие обеспечить когерентность кэш-памятей именно в такие критические периоды.

Аппаратные способы решения проблемы когерентности

Большинство из предложенных способов борьбы с некогерентностью ориентированы на динамическое (в процессе вычислений) распознавание и устранение несогласованности копий совместно используемых данных с помощью специальной аппаратуры. Аппаратные методы обеспечивают более высокую производительность, поскольку издержки, связанные с некогерентностью, имеют место только при возникновении ситуации некогерентности. Кроме того, непрограммный подход прозрачен для программиста и пользователя [215]. Аппаратные механизмы

Мультипроцессорная когерентность кэш-памяти 5 0 3

преодоления проблемы когерентности принято называть протоколами когерент- ностикэш-памяти.

Как известно, для обеспечения идентичности копийданных в кэше и основной памяти в однопроцессорных системах применяется одна из двух стратегий: сквозная запись (write through) или обратная запись (write back). При сквозной записи новая информация одновременно заносится как в кэш, так и в основную память. При обратной записи все изменения производятся только в кэш-памяти, а обновление содержимого основной памяти происходитлишь при удалении блока из кэшпамяти путем пересылки удаляемого блока в соответствующее место основной памяти. В случае мультипроцессорной системы, когда копии совместно используемых данных могут находиться сразу в нескольких кэшах, необходимо обеспечить когерентность всех копий. Ни сквозная, ни обратная запись не предусматривают такой ситуации, и для ее разрешения опираются на другие приемы, а именно: записьсаннулированием(writeinvalidate)изаписьсобновлением(writeupdate).Последняя известна также под названием записи с трансляцией (write broadcast).

В варианте записи с аннулированием, если какой-либо процессор производит изменения в одном из блоков своей кэш-памяти, все имеющиеся копии этого блока в других локальных кэшах аннулируются, то есть помечаются как недостоверные. Для этого бит достоверности измененного блока (строки) во всех прочих кэшах устанавливается в 0. Идею записи с аннулированием иллюстрирует рис. 11.6, где показано исходное состояние системы памяти, где копия переменной х имеется во всех кэшах (рис. 11.6, а), а также ее состояние после записи нового значения х в кэш с номером 2 (рис 11.6, б).

Рис. 11.6. Записьсаннулированием: а — исходное состояние; 6— после изменения значений х в кэш-памяти 2

Если впоследствии другой процессор попытается прочитать данные из своей копиитакогоблока,произойдеткэш-промах. Следствием кэш-промахадолжнобыть занесение влокальную кэш-памятьчитающегопроцессоракорректной копииблока. Некоторые схемы когерентности позволяют получить корректную копию непосредственно из той локальной кэш-памяти, где блок подвергся модификации. Если такая возможность отсутствует, новая копия берется из основной памяти. В слу-

5 0 4 Глава 11. Организация памяти вычислительных систем

чае сквозной записи это может быть сделано сразу же, а при использовании обратной записи модифицированный блок предварительно должен быть переписан в основную память.

Запись с обновлением предполагает, что любая запись в локальный кэш немедленно дублируется и во всех остальных кэшах, содержащих копию измененного блока (немедленное обновление блока в основной памяти не является обязательным). Этот случай иллюстрирует рис. 11.7.

Рис. 11.7. Запись с обновлением: в — исходное состояние; б — после изменения значения х в кэш-памяти 2

Стратегия записи с обновлением требует широковещательной передачи новых данных по сети межсоединений, что осуществимо не при любой топологии сети.

В общем случае для поддержания когерентности в мультипроцессорных системах имеются следующие возможности:

-совместно используемая кэш-память; ^- некэшируемые данные;

-широковещательная запись;

-протоколы наблюдения;

-протоколы на основе справочника.

Совместно используемая кэш-память. Первое и наиболее простое решение - вообще отказаться от локальных кэшей и все обращения к памяти адресовать к одной общей кэш-памяти,связанной со всеми процессорами посредством какой-либо коммуникационной сети. Хотя данный прием обеспечивает когерентность копий данных и прозрачен для пользователя, количество конфликтов по доступу к памяти он неснижает, поскольку возможноодновременноеобращение несколькихпроцессоров к одним и тем жеданным в обшей кэш-памяти. Кроме того, наличие разделяемой кэш-памяти нарушает важнейшее условие высокой производительности, согласно которому процессор и кэш-памятьдолжны располагаться как можно ближе друг к другу. Положение осложняется и тем, что каждый доступ к кэшу связан с обращением к арбитру, который определяет, какой из процессоров получит дос-

Мультипроцессорная когерентность кэш-памяти 5 0 5

тупккэш-памяти. Тем неменееобщаязадержкаобращениякпамятивцелом уменьшается.

Некэшируемые данные. Проблемакогерентности имеет отношение к тем данным, которые в ходе выполнения программы могут быть изменены. Одно из вероятных решений — это запрет кэширования таких данных. Технически запрет на кэширование отдельных байтов и слов достаточно трудно реализуем. Несколько проще сделать некэшируемым определенный блок данных. При обращении процессора к такому блоку складывается ситуация кэш-промаха, производится доступ косновной памяти, но копияблока в кэш незаносится. Для реализации подобного приема каждому блоку в основной памяти должен быть придан признак, указывающий, является ли блок кэшируемым или нет.

Если кэш-система состоит из раздельных кэшей команд и данных, сказанное относится главным образом к кэш-памяти данных, поскольку современные подходы к программированию не рекомендуют модификацию команд программы. Следовательно, по отношению к информации в кэше команд применяется только операция чтения, что не влечет проблемы когерентности.

Вотношении того, какие данные не должны кэшироваться, имеется несколько подходов.

Впервом варианте запрещается занесение в кэш лишь той части совместно используемых данных, которая служит для управления критическими секциями программы, то есть теми частями программы, где процессоры могут изменять разделяемые ими данные. Принятие решения о том, какие данные могут кэшироваться,

акакие — нет, возлагается на программиста, что делает этот способ непрозрачным для пользователя.

Во втором случае накладывается запрет на кэширование всех совместно используемыхданных, которые в процессе выполнения программы могут быть изменены. Естественно, что для доступа к таким данным приходится обращаться к медленной основной памяти и производительность процессора падает. На первый взгляд, в варианте, гдезапрещается кэширование толькоуправляющей информации, производительность процессора будет выше, однако, прежде чем сделать такой вывод, нужно учесть одно обстоятельство. Дело в том, чтодля сохранения согласованности данных, модифицируемых процессором в ходе выполнения критической секции программы, строки с копиями этих данных в кэш-памяти при выходе из критической секции нужно аннулировать. Данная операция носит название очистки кэшпамяти (cache flush). Очистка необходима для того, чтобы к моменту очередного входа в критическую секцию в кэш-памяти не осталось "устаревших"- данных. Регулярная очистка кэша при каждом выходе из критической секции снижает производительность процессора за счет увеличения времени, нужного для восстановления копий в кэш-памяти. Ситуацию, можно несколько улучшить, если вместо очистки всей кэш-памяти помечать те блоки, к которым при выполнении критической секции было обращение, тогда при покидании критической секции достаточно очищать только эти помеченные блоки.

Широковещательная запись. При широковещательной записи каждый запрос на запись в конкретную кэш-память направляется также и всем остальным кэшам системы. Это заставляет контроллеры кэшей проверить, нетли там копии изменяе-

5 0 6 Глава 11. Организация памяти вычислительных систем

мого блока. Если такая копия найдена, то она аннулируется или обновляется,

в зависимости от применяемой схемы. Метод широковещательной записи связан

сдополнительными групповымиоперациями с памятью (транзакциями), поэтому он реализован лишь в больших вычислительных системах.

На двух последних возможностях поддержания когерентности в мультипроцессорных системах остановимся более подробно.

Протоколынаблюдения

В протоколахнаблюдения (snoopy protocols или просто snooping) ответственность за поддержание когерентности всех кэшей многопроцессорной системы возлагается на контроллеры кэшей. В системах, где реализованы протоколы наблюдения, контроллер каждой локальной кэш-памяти содержит блок слежения за шиной (рис. 11.8), который следит за всеми транзакциями на общей шине и, в частности, контролирует все операции записи. Процессоры должны широковещательно передавать на шину любые запросы на доступ к памяти, потенциально способные изменить состояние когерентности совместно используемых блоков данных. Локальный контроллер кэш-памяти каждого процессора затем определяет, присутствует ли в его кэш-памяти копия модифицируемого блока, и если это так, то такой блок аннулируется или обновляется.

Протоколы наблюдения характерны для мультипроцессорных систем на базе шины, поскольку общая шина достаточно просто обеспечивает как наблюдение, так и широковещательную передачу сообщений. Однако здесь необходимо приниматьмеры,чтобы повышенная нагрузка на шину,связанная с наблюдением итрансляцией сообщений, не «съела» преимуществ локальных кэшей.

Рис. 11.8. Кэш-память с контроллером наблюдения за шиной

Ниже рассматриваются некоторые из наиболее распространенных протоколов наблюдения. Большинство из них описываются упрощенно, а их детальное изложение можно найти по ссылкам на литературные источники.

В большинстве протоколов стратегия обеспечения когерентности кэш-памяти расценивается каксмена состояний в конечном автомате. При таком подходепредполагается, что любой блок в локальной кэш-памяти может находиться в одном из фиксированных состояний. Обычно число таких состояний не превышает четырех, поэтому для каждой строки кэш-памяти в ее теге имеются два бита, называе-

Мультипроцессорная когерентность кэш-памяти 5 0 7

мыебитамисостояния (SB, Status Bit). Следуеттакжеучитывать, что некоторым идентичным по смыслу состояниям строки кэша разработчиками различных протоколов присвоены разные наименования. Например, состояние строки, в которой были произведены локальные изменения, в одних протоколах называют Dirty («грязный»), а в других — Modified («модифицированный» или «измененный»).

Протокол сквозной записи. Этот протокол представляет собой расширение стандартной процедуры сквозной записи, известной по однопроцессорным системам. В нем запись в локальную кэш-память любого процессора сопровождается записью в основную память. В дополнение, все остальные кэши, содержащие копиюизмененного блока,должны объявить свою копию недействительной. Протокол считается наиболее простым, но при большом числе процессоров приводит к значительному трафику шины, поскольку требует повторной перезагрузки измененного блока в те кэши, где этот блок ранее был объявлен недействительным [211]. Кроме того, производительность процессоров при записи в совместно используемые переменные может упасть из-за того, что для продолжения вычислений процессоры должны ожидать, пока завершатся все операции записи [141].

Протокол обратной записи. В основе протокола лежит стандартная схема обратной записи, за исключением того, что расширено условие перезаписи блока в основную память. Так, если копия блока данных в одном из локальных кэшей подверглась модификации, этот блок будет переписан в основную память при выполнении одного из двух условий:

-блок удаляется из той кэш-памяти, где он был изменен;

-другой процессор обратился к своей копии измененного блока.

Если содержимое строки в локальном кэше не модифицировалось, перезапись в основную память не производится. Доказано, что такой протокол по эффективности превосходит схему сквозной записи, поскольку необходимо переписывать только измененные блоки [211].

Несмотря на более высокую производительность, протокол обратной записи также не идеален, так как решает проблему когерентности лишь частично. Когда процессор обновляет информацию в своей кэш-памяти, внесенные изменения не наблюдаемы со стороны других процессоров до момента перезаписи измененного блока в основную память, то есть другие процессоры не знают, что содержимое по данному адресу было изменено, до тех пор пока соответствующая строка не будет переписана в основную память. Эта проблема часто решается путем наложения условия, что кэши, которые собираются изменить содержимое совместно используемого блока, должны получить эксклюзивные права на этот блок, как это делается в рассматриваемом позже протоколе Berkeley [141].

В работе [110] приводятся результаты сравнения среднего трафика шины для протоколовобратнойисквознойзаписи.Обнаружено,чтокогдакоэффициенткэшпопаданий приближается к 100%, протокол обратной записи вообще не требует трафика шины, так как все необходимые строки находятся в кэш-памяти. В свою очередь, протоколусквознойзаписи необходим,покрайнеймере,один цикл шины на каждую операцию чтения, поскольку предыдущая операция записи могла аннулировать копию данных в локальном кэше. В работе также доказано, что применение протокола обратной записи взамен протокола сквозной записи способно

5 0 8 Глава 11. Организация памяти вычислительных систем

снизить трафик шины на 50%, однако обратная запись по сравнению со сквозной влечет более серьезные проблемы когерентности. Это связано с тем, что даже основная память не всегда содержит последнее значение элемента данных.

Протокол однократной записи. Протокол однократной записи (write-once), предложенный Гудменом.[110], — первый из упоминающихся в публикациях протоколов обеспечения когерентности кэш-памяти. Он относится к схемам на основе наблюдения, действующим на принципе записи с аннулированием. Протокол предполагает, что первая запись в любую строку кэш-памяти производится по схеме сквозной записи, при этом контроллеры других кэшей объявляют свои копии измененного блока недействительными. С этого момента только процессор, произведший запись, обладает достоверной копией данных [141]. Последующие операции записи в рассматриваемую строку выполняются в соответствии с протоколом обратной записи [51].

Основной недостаток протокола в том, что он требует первоначальной записи в основную память, даже если эта строка не используется другими процессорами.

Диаграмма состояний протокола показана на рис. 11.9.

Рис. 11.9. Протокол однократной записи

Для реализации протокола однократной записи каждой строке кэш-памяти приданы два бита. Это позволяет представить четыре состояния, в которых может находиться строка: «недействительная» (I, Invalid), «достоверная» (V, Valid), «резервированная» (R, Reserved) и «измененная» (D, Dirty). В состоянии I строка кэшпамяти не содержит достоверных данных. В состоянии V строка кэша содержит данные, считанные из основной памяти и к данному моменту еще не измененные, то есть строка кэша и блок основной памяти согласованы. Состояние R означает, что с момента считывания из основной памяти в блоке локальной кэш-памяти было

Мультипроцессорная когерентность кэш-памяти 5 0 9

произведено только одно изменение, причем оно учтено и в основной памяти. В состоянии R содержимое строки кэша и основной памяти также является согласованным. Наконец, статус D показывает, что строка кэш-памяти модифицировалась более чем один раз и последние изменения еще не переписаны в основную намять.

Вэтом случае строка кэша и содержимое основной памяти не согласованы.

Впроцессе выполнения программ блоки слежения за шиной каждой кэш-па- мяти проверяют, не совпадает ли адрес ячейки, изменяемой в какой-либо локальной кэш-памяти, с одним из адресов в собственном кэше. Если такое совпадение произошло при выполнении операции записи, контроллер кэша изменяет статус соответствующей строки в своей кэш-памяти на I. Если совпадение обнаружено при выполнении операции чтения, состояние строки не изменяется, за исключением случая, когдастрока, проверяемая на совпадение, помечена как R или D. Если строка имеет состояние R, оно изменяется на V. Когда строка кэша отмечена как измененная (D), локальная система запрещает считывание элемента данных из основной памяти и данные берутся непосредственно из локальной кэш-памяти, как из источника наиболее «свежей» информации. Во время того же доступа к шипе или непосредственно после него обновленное значение должно быть переписано

восновную память, а состояние строки скорректировано на V.

Впротоколе однократной записи когерентность сохраняется благодаря тому, что когда выполняется запись, копии изменяемой строки во всех остальных локальных кэшах объявляются недействительными. Таким образом, кэш, выполняющий операцию записи, становится обладателем единственной достоверной копии (при первой записи в строку такая же копия будет и в основной памяти) [ 110]. При первой записи строка переводится в состояние R, и если впоследствии такая строка удаляется из кэш-памяти, ее перезапись в основную память не требуется. При последующих изменениях строки она помечается как D и работает протокол обратной записи.

Вранее упоминавшейся работе [110] приводятся результаты сравнения протоколов сквозной и обратной записи также и с протоколом однократной записи. Согласно Гудмену, мультипроцессорная система, состоящая из трех компьютеров PDP-11, каждый из которых имеет множественно-ассоциативную четырехканальную кэш-память емкостью 2048 байт при длине строки в 32 байта, показывает следующие показатели трафика шины: 30,76%, 17,55% и 17,38% для протоколов сквозной, обратной и однократной записи соответственно. Таким образом, показатели протокола однократной записи по сравнению с протоколами сквозной и обратной записи несколько лучше.

Протокол Synapse. Данный протокол, реализованный в отказоустойчивой мультипроцессорной системе Synapse N + 1, представляет собой версию протокола однократной записи, где вместо статуса R используется статус D. Кроме того, переход . из состояния 0 в состояние V при промахе, возникшем в ходе чтения данных другим процессором, заменен достаточно громоздкой последовательностью. Связано это с тем, что при первом кэш-промахе чтения запросивший процессор не может получить достоверную копию непосредственно из той локальной кэш-памяти, где произошло изменение данных, и вынужден обратиться напрямую к основной памяти[51,138].

5 1 0 Глава 11. Организация памяти вычислительных систем

Протокол Berkeley. Протокол Berkeley [141] был применен в мультипроцессорной системе Berkeley, построенной на базе RISC-процессоров.

Снижение издержек, возникающих в результате кэш-промахов, обеспечивается благодаря реализованной в этом протоколе идее прав владения на строку кэша. Обычно владельцем прав на все блоки данных считается основная память. Прежде чем модифицировать содержимое строки в своей кэш-памяти, процессор должен получить права владения на данную строку. Эти права приобретаются с помощью специальных операций чтения и записи. Если при доступе к блоку, собственником которого в данный момент не является основная память, происходит кэш-про- мах, процессор, являющийся владельцем строки, предотвращает чтение из основной памяти и сам снабжает запросивший процессор данными из своей локальной кэш-памяти.

Другое улучшение — введение состояния совместного использования (shared). Когда процессор производит запись в одну из строк своей локальной кэш-памяти, он обычно формирует сигнал аннулирования копий изменяемого блока в других кэшах. В протоколе Berkeley сигнал аннулирования формируется только при условии, что в прочих кэшах имеются такие копии. Это позволяет существенно снизить непроизводительный трафик шины. Возможны следующие сценарии.

Прежде всего, каждый раз, когда какой-либо процессор производит запись в свою кэш-память, изменяемая строка переводится в состояние «измененная, частная» (PD, Private Dirty). Далее, если строка является совместно используемой, на шину посылается сигнал аннулирования, и во всех локальных кэшах, где есть копия данного блока данных, эти копии переводятся в состояние «недействительная» (I, Invalid). Если при записи имел место промах, процессор получает копию блока из кэша текущего хозяина запрошенного блока. Лишь после этих действий процессор производит запись в свой кэш.

При кэш-промахе чтения процессор посылает запрос владельцу блока, с тем чтобы получить наиболее свежую версию последнего, и переводит свою новую копию в состояние «только для чтения» (R0, Read Only). Если владельцем строки был другой процессор, он помечает свою копию блока как «разделяемую измененную» (SD, Shared Dirty).

Диаграмма состояний протокола Berkeley показана на рис. 11.10.

Сравнивая протоколы однократной записи и Berkeley, можно отметить следующее. Оба протокола используют стратегию обратной записи, при которой измененные блоки удерживаются в кэш-памяти как можно дольше. Основная память обновляется только при .удалении строки из кэша. Верхняя граница общего количества транзакций записи на шине определяется той частью протокола однократной записи, где реализуется сквозная запись, так как последняя стратегия порождает на шине операцию записи при каждом изменении, инициированном процессором [141]. Поскольку первая операция записи в протоколе однократной записи является сквозной, она производится даже если данные не являются совместно используемыми. Это влечет дополнительный трафик шины, который возрастает с увеличением емкости кэш-памяти. Доказано, что протокол однократной записи приводит к большему трафику шины по сравнению с протоколом Berkeley [141].