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cache和主存的映射方式

news 来源：原创 2025/9/18 12:32:14

cache和主存的映射方式

全相联映射

主存块可以放在cache的任意位置

假设某个计算机的主存地址空间大小为256MB，按字节编址。

其数据cache有8个cache行，行长64B

由此可知，我们想要求出主存被分为多少块，就用256MB/64B =228/26=2^22

由于主存有28位，那么它就有22位用来表示主存块号，还有剩下6位用来表示块内地址

cache命中判定：

要访问1011010110.....001110

1.主存地址前22位，对比cache中所有块的标记
2.若标记匹配，且有效位=1，则cache命中，访问块内地址位=001110的单元
3.若没有命中，或者有效位=0，那么正常访问主存即可

直接映射

每个主存块只能放到一个特定的位置，cache块号=主存块号%cache总块数

%是取余操作，比如说cache块有8块，他映射主存的10号块的位置，那么10%8=2

假设某个计算机的主存地址空间大小为256MB，按字节编址。

其数据cache有8个cache行，行长64B

此时cache有8个块，当主存块号（二进制）对2^3进行取余 ，那么这个运算结果就相当于我们保留了末尾3位

此时如果主存地址可以映射到cache的0号位置，那么它的末尾三位一定是0

这时候相比全相联映射我们可以把表示主存块号的22位分割成19位标记+3位行号

块内地址依然是6位

此时如果想要访问101.....110001110

1.先根据主存块好找到后3位确定cache行

2.在看如果主存块号的前19位与cache标记匹配且有效位=1，那么cache命中，访问地址为001110的单元

3.若没有命中，或者有效位=0，那么正常访问主存即可

组相联映射

把cache块分组，cache块分为若干块，每个主存块可放到特定分组中任意一个位置，组号=主存块号%分组数

比如说，我们分了4组（0～3），我们要把主存15位置的数据映射到cache，那么就15%4=3，就放到第3组

假设某个计算机的主存地址空间大小为256MB，按字节编址。

其数据cache有8个cache行，行长64B

cache2路组相联映射，2块为1组，分4组

组的数量为22个，那么当主存块号（二进制）对22进行取余，相当于保留了后2位

此时也可以和直接映射一样把主存块号分为22位的标记，和2位的组号

此时如果想要访问101.....10001110

1.根据主存块号后2位，找到cache中的01组

2.如果前20位与分组哪某个标识匹配，且有效位=1，则cache命中，访问地址为001110的单元

3.若没有命中，或者有效位=0，那么正常访问主存即可

标记

为了区分主存块在cache上映射的地址，每个cache块都需要有一个标记，对应它所映射的主存块的位置
标记位如果没有指向，就让它指向0，这时候问题就来了，如果没有另外一个标识，那他们就会默认指向内存块0的位置，这样是不妥的

那么光是有标记还不够，还需要有一个有效位，来辨别这个标记是否有效。

好处和坏处

1.直接映射命中率最低，全相联映射命中率最高

2.直接映射的判断开销最小，所需时间最短，全相联映射的判断开销最大，所需时间最长

3.直接映射标记所占的额外空间开销最少，全相联映射所占空间开销最大

替换算法

全相联映射

cache满了才需要替换，在全局选择替换哪一块

直接映射（无需考虑替换算法）

如果对应位置非空，则毫无选择的直接替换

组相联映射

只有分组满了才需要替换，在分组内选择替换哪一块

随机算法（RAND）

如果cache已满，则随机选择一块替换

随机算法的实现很简单，但是没有考虑到局部性原理，因此命中率很低，实际效果不稳定

如图：随机算法在释放的时候都是随机的

![image-20250912092117802](/Users/tusier/Library/Application Support/typora-user-images/image-20250912092117802.png)

先进先出算法（FIFO）

若cache已满，替换最先被掉入cache的块。

实现简单，最开始按#0#1#2放入cache，之后轮流替换#0#1#2

FIFO依然没有考虑到局部性原理，原先被掉入cache的块也可能是被频繁访问的

![image-20250912092827801](/Users/tusier/Library/Application Support/typora-user-images/image-20250912092827801.png)

近期最少使用（LRU）

为每一个cache块设置一个计数器，用于记录每个cache块已经多久么有被访问了，当cache满后，替换计数器最大的

如果cache块的总数为2^n ，那么就需要n位的计数器

1.命中时，所命中的计数器清零，比其低的计数器+1，其余不变

2.未命中且还有空闲行时，新装入的行的计数器置0，其余非空闲行全加1

3.未命中且无空闲行时，计数器最大的行信息块被淘汰，新装行的块计数器置0，其余全+1

基于局部性原理，近期被访问过的主存块，在不久的将来可能会被再次访问，因此淘汰醉酒没有被访问过的块是合理的，lru算法的实际运行效果优秀，cache命中率高，但是如果被频繁访问的主存块的数量大于cache行的数量，则有可能发生抖动

最近不经常使用（LFU）

为每个cache块设置一个计数器，用于记录每个cache块被访问了几次，cache满后，替换计数器最小的

新掉入的块计数器为=0 之后每次被访问都会让那个计数器+1，需要替换是，选择计数器最小的那一行

如果需要替换的时候遇到两个计数器值相等的，那么就根据fifo策略，替换掉最先进入的行

曾经被警察访问的主存块不一定在未来被用到，并没有很好的尊循局部性原理，因此运行效率不如LRU

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