Д. В. Знаменский (зао «мцст») D. Znamenskiy проблема управления выходным потоком данных кэш-памяти 2-го уровня системы на кристалле «эльбрус-2S»



Скачать 92,12 Kb.
Дата27.05.2016
Размер92,12 Kb.


Д.В. Знаменский (ЗАО «МЦСТ»)
D. Znamenskiy
ПРОБЛЕМА УПРАВЛЕНИЯ ВЫХОДНЫМ ПОТОКОМ ДАННЫХ КЭШ-ПАМЯТИ
2-ГО УРОВНЯ СИСТЕМЫ НА КРИСТАЛЛЕ «ЭЛЬБРУС-2S»

THE PROBLEM OF L2-CACHE OUTPUT DATAFLOW CONTROL IN «ELBRUS-2S» SYSTEM-ON-CHIP
Рассматриваются проблемы пропускной способности в кэшах современных микропроцессоров. Приводится обзор устройства выходного потока данных кэша L2 системы на кристалле «Эльбрус-2S». Излагается алгоритм управления потоком.

Ключевые слова: Эльбрус, L2-кэш, пропускная способность, арбитраж.
In this article modern microprocessor cache bandwidth problems are considered. We give a review of L2 cache output dataflow organization in «Elbrus-2S» system-on-chip. The dataflow control algorithm is presented.
Keywords: Elbrus, L2 cache, bandwidth, arbitration.
Введение

Процессорное ядро разрабатываемого ЗАО «МЦСТ» четырёхъядерного микропроцессора (системы на кристалле, СНК) «Эльбрус-2S» имеет двухуровневую иерархию кэш-памяти, включающую раздельные кэши команд и данных в структуре L1 и общий кэш команд-данных в структуре L2. Целью описанного в статье проекта было повышение эффективной пропускной способности кэш-памяти L2, в первую очередь обусловленное VLIW-архитектурой микропроцессора, которая при ширине команды до 64 байтов предполагает большое число стандартных обращений в память по чтению. Помимо этого, кэш L2 обслуживает заявки от кэша L1, устройства трансляции адресов (Translation Lookaside Unit, TLU), а также запросы на подкачку кода от буфера команд (Instruction Buffer, IB). Дополнительную нагрузку по чтению создаёт техника спекулятивной подкачки кода, задаваемая компилятором, и асинхронная предподкачка массивов с использованием устройства Array Access Unit (AAU).

В архитектуре «Эльбрус», как и в других архитектурах процессоров общего назначения (фирмы Intel, AMD), максимальная пропускная способность кэша L2, определяемая шириной выходного канала, составляет 32 байта/такт, что является одним из «узких мест» в системе. Поэтому с точки зрения пропускной способности важную роль играет эффективность, с которой выполняется арбитраж доступа запросчиков к выходной шине чтения. В новой версии ядра «Эльбрус», используемой в СНК «Эльбрус-2S», был разработан и реализован описываемый в данной статье алгоритм арбитража, действующий также и для шины вытеснения модифицированных данных в память (write back).
1. Принципы и проблемы организации доступа к выходным шинам данных кэша L2

На рис. 1 показана принципиальная схема доступа, реализованная в предыдущем проекте «Эльбрус-S», где:

1 dv = 1 double word = 8 байт;

Instr fetch – подкачка команд, приемник данных – ядро (буфер команд IB);

RD – запрос чтения, приемник данных – ядро (другие устройства);

WB – запрос write back, приемник данных – устройство обращения в память MAU;

wb_mux – мультиплексор данных шины write back;

rb_mux – мультиплексор данных шины чтения;

wb_enable_b0,1,2,3 – управление мультиплексором wb_mux и хранением данных в банках;

rb_enable_b0,1,2,3 – управление мультиплексором rb_mux и хранением данных в банках.




Рис. 1. Выходной поток данных L2


Данные различной размерности (до 32 байтов) поступают на выходную шину чтения из четырёх кэш-банков независимо друг от друга, в то время как ширина выходных каналов физически ограничена 32 байтами. Вследствие этого возникает конфликт между запросчиками (кэш-банками) в мультиплексоре rd_mux, обеспечивающем связь с выходной шиной, который разрешается выходным арбитром L2 (L2 output arbiter) – специальным устройством в составе арбитра L2. Конфликт возникает также при доступе к шине вытеснения данных из кэша (мультиплексор wb_mux) и разрешается аналогично. При отсутствии гранта на выдачу запроса из банка данные сохраняются на выходном регистре банка. Существенно, что в этой реализации выходной арбитр L2 работал по принципу потактовой циклической смены приоритетов банков на использование выходных шин.

Анализ показателей быстродействия этой схемы, проведённый в процессе эксплуатации процессора, привел к выводу о возможности её дальнейшего усовершенствования в следующих направлениях:



  • учёт предыстории арбитража;

  • динамическая смена приоритета запросов на подкачку команд устройством IB (Instruction Buffer) по отношению к чтениям данных, которая позволяет сократить суммарное время простоя конвейера;

  • распределение приоритетов выдачи грантов на подкачку кода по банкам согласно порядку исполнения команд (техника Critical Word First).

Помимо этого стояла проблема оптимизации доступа к шинам. Она возникла вследствие того, что в логике арбитража не учитывалась динамика исполнения запроса в кэше (попадания или промахи) – выдача выходных грантов запросу из банка осуществлялась на входе запроса в конвейер этого банка, т.е. заранее. Использование схемы предварительной выдачи выходных грантов было обусловлено тем, что оно упрощало конвейер банка, снижая сложность логики хранения и остановки конвейера. В то же время это решение приводило к нарушению конвейерности для нагрузок в виде интенсивного потока обращений в память, сопровождаемых промахами в кэш, и в итоге – к снижению производительности. Альтернативный подход состоит в выдаче грантов запросам из банков непосредственно на выходе из конвейера. Однако этот вариант не применяется в силу большей аппаратной сложности: при отсутствии у запроса разрешения на выходе из банка пришлось бы останавливать его конвейер, сохраняя состояния всех операций «в полёте», усложнять логику повтора запросов и т.д.. В проекте «Эльбурс-2S» введена оптимизация схемы предварительной выдачи грантов, которая в значительной степени решила приведённую проблему путём учёта динамики исполнения запросов.

Далее приводится описание реализации в проекте «Эльбрус-2S» вышеуказанных усовершенствований.


2. Основные механизмы доступа к выходным шинам данных кэша L2 в микропроцессоре «Эльбрус-2S»

Алгоритм арбитража выходных шин с учётом предистории

Шина выдачи данных из кэша L2 в ядро (шина чтения) имеет ширину 32 байта, или 4 двойных слова (double word, dw). Каждый кэш-банк может выдать данные шириной 1, 2 или 4 dw (рис. 2). При этом каждое двойное слово банка занимает строго определённую позицию на выходной шине. Соответственно, при одновременной выдаче данных из нескольких банков возможны конфликты – например, выдача 4 dw данных из одного банка и данных любой ширины из другого или выдача данных шириной 1 dw и 2 dw из пар банков с номерами 0, 1 и 2, 3. В системе «Эльбрус-S» разрешение конфликтов этого рода выполнял выходной арбитр кэша L2 методом потактовой циклической смены приоритетов запросчиков (кэш-банков), т.е. длительность задержки доступа имела вероятностный характер. В отличие от этого, более справедливый алгоритм арбитража, принятый для микропроцессора «Эльбрус-2S», действует следующим образом: выходной арбитр L2 определяет наличие конфликтов по ширине выдаваемых банками данных – при их отсутствии разрешается использование шины всеми запросчиками. В конфликтных ситуациях используется псевдо-LRU алгоритм (приоритет у наиболее старого запроса).

История выдачи грантов представляется в виде трёх признаков:


  • признаки half01 и half23 определяют историю выдачи грантов внутри пар банков 0, 1 и 2, 3. Значение «1» соответствует последней выдаче из банка со старшим номером, значение «0» – из банка с младшим номером;

  • признак full – приоритет выдачи 4 dw (32-байтовых) запросов между парами банков. Значение «1» соответствует последней выдаче 4 dw запроса из банков с номерами 0 или 1, значение «0» – из банков с номерами 2 или 3.

Признаки half01 и half23 обновляются при выдаче гранта одному из банков соответствующей пары, признак full – только при выдаче 32-байтовых данных. В конфликтных ситуациях арбитр принимает решение о выдаче гранта на основе значений описанных выше признаков в пользу банка, из которого дольше всего не происходила выдача данных.

Р
ис. 2 иллюстрирует ситуацию, когда несколько запросов чтения данных одновременно используют выходную шину. В случаях возникновения конфликтов работает псевдо-LRU алгоритм арбитража.


Рис. 2. Пример работы псевдо-LRU алгоритма
Управление шиной вытеснения из кэша сделано по алгоритму, аналогичному описанному выше для шины чтения. Отличие состоит в том, что все запросы вытеснения имеют фиксированную ширину 32 байта, что означает, что доступ к шине в данный момент времени получает максимум один кэш-банк.
Динамическое распределение приоритетов между подкачкой кода и чтениями данных

В алгоритме арбитража микропроцессора «Эльбрус-S» запросы от буфера команд IB на подкачку кода имели жёстко заданный приоритет перед другими запросами (например, перед обращениями в память по чтению для регистрового файла RF). В системе «Эльбрус-2S» относительно IB запросов и прочих обращений в память реализованы динамически изменяемые взаимные приоритеты доступа.

Буфер команд вычитывает из памяти «окно» инструкций размером 256 байтов. Широкая команда имеет нефиксированный размер, её максимальная длина составляет 64 байта (один кэш-лайн L2). Максимальный темп чтения данных из L2 – 32 байта/такт. Соответственно, для чтения окна инструкций размером 256 байтов требуется восемь запросов в кэш L2, по два запроса в один банк вследствие расслоения банков кэша L2 по физическому адресу. Учитывая, что запросы подкачки могут идти непрерывным потоком и быть спекулятивными, а также то, что каждый запрос подкачки полностью занимает выходную шину, при наличии конфликтующих чтений возможно увеличение длительности задержки по выдаче данных в RF (т.е. увеличение длительности load-to-use задержки).

Исходя из результатов моделирования распределения времени пользования шиной между подкачкой кода и чтениями, был выбран вариант распределения 1/2 – при конфликте приоритет меняется в ту или иную сторону, т.е. описанная схема позволяет пропускать данные запросов чтения из кэша L2 один раз в два такта системной частоты, что сокращает load-to-use задержки по данным, которые блокируют дальнейшее исполнение программы.


Арбитраж запросов подкачки кода – техника Critical Word First

В микропроцессоре «Эльбрус-S» выходной арбитр кэша L2 фиксирует приоритеты запросов подкачки по возрастанию адреса: высший приоритет у запросов в начале окна подкачки, низший – в конце окна, что (с учётом смещения ближайшей команды) приводит к задержкам по подкачке команд. В силу этого принципа при подкачке кода устройством IB (например, в случае передачи управления) возникают ситуации, когда очередная широкая команда, наиболее близкая к текущей исполняемой команде с точки зрения потока у
правления, смещена относительно начала окна подкачки (рис. 3).


Рис. 3. Техника Critical Word First для подкачки инструкций
Для уменьшения задержки при подкачке команд применяется техника Critical Word First, согласно которой гранты запросам подкачки выдаются с учётом порядка исполнения команд. Высший приоритет имеют запросы на подкачку ближайшей (по потоку управления) команды; приоритеты остальных запросов снижаются в направлении увеличения адресов кольцевым образом – низший приоритет отдаётся командам в начале окна, попавшим в область смещения (если таковые есть).

Помимо описанной ситуации в динамике возникает проблема пересечения запросов из разных окон подкачки. Для её решения в алгоритм арбитража вводится понятие «поколения IB-запросов» – пакета запросов на подкачку окна кода размером в 256 байтов (рис. 4). Информация о каждом IB-запросе в конвейере включает номер поколения, к которому он принадлежит (от 0 до 3).

Случаи пересечения поколений возникают в силу особенностей микроархитектуры (отмена операций «в полёте», повторное исполнение операций). Подобная ситуация представлена на рис. 5.



Рис. 4. Поколения запросов подкачки инструкций




Рис. 5. Арбитраж запросов подкачки из разных поколений


Выходной арбитр кэша L2 системы «Эльбрус-2S» реализует арбитраж запросов подкачки команд и в случаях пересечения поколений. Для всех запросов, находящихся на стадии арбитража, устройство определяет номер младшего поколения и выдаёт ему грант на использование выходной шины чтения данных.
Отмена арбитража для запросов с промахом в кэш

При потоке запросов по чтению в кэш L2, сопровождаемых непрерывными промахами, в микропроцессоре «Эльбрус-S» происходило периодическое нарушение непрерывности обработки запросов. Проблема, в конечном счёте, вызвана тем, что в этом случае задержка выдачи гранта запросу возрастает до десяти тактов системной частоты по сравнению с режимом обработки нагрузок от обращений, попадающих в кэш. В проекте «Эльбрус-2S» проблема решается путём учёта попаданий и промахов в кэш в выходном арбитре кэша L2. Если есть кэш-попадание, запросу необходимо занять шину для выдачи данных и, следовательно, дождаться соответствующего разрешения, храня считанные данные на выходном регистре кэш-банка. Если произошёл кэш-промах, выходная шина не используется, и разрешение на выдачу данных не требуется. При этом в случае если грант ещё не был выработан, информация о запросе удаляется из схемы арбитража

Приведённая оптимизация ограничивает сверху время арбитража запроса с кэш-промахом тремя тактами системной частоты.
3. Экспериментальные результаты

Для оценки эффективности принятых решений было проведено сравнение быстродействия системы «Эльбрус-2S» с встроенным в её состав циклическим выходным арбитром из проекта «Эльбрус-S» и описанным выходным арбитром. Согласно его результатам производительность ядра процессора на различных нагрузках с новым арбитром выросла примерно на 3%. Наиболее стабильным образом различие проявляется на программах с большим объёмом исполняемого кода – сказывается влияние техники Critcal Word First. Кроме того, на программах с интенсивным потоком обращений в кэш L2, сопровождаемых промахами, например на программах с использованием механизма предподкачки массивов, зафиксирован прирост производительности до 15%. Это обусловлено эффектом от отмены арбитража запросов с кэш-промахом. При всём этом аппаратная сложность реализованного арбитра практически не возросла. Следует отметить и то, что тактовая частота работы системы «Эльбрус-2S» по сравнению с системой «Эльбрус-S» возросла с 500 МГц до 1 ГГц.


Литература

1. Computer Architecture, 5th Edition: A Quantitative Approach by John L. Hennessy & David A. Patterson.

2. «Intel`s Sandy Bridge Microarchitecture», David Kanter

http://www.realworldtech.com/sandy-bridge/.

3. «AMD`s Bulldozer Microarchitecture», David Kanter

http://www.realworldtech.com/bulldozer/.




Каталог: doc
doc -> В данной статье представлен опыт работы, демонстрирующий возможности программно-аппаратного комплекса afs и датчиков Vernier в формировании исследовательской компетенции учащихся, сборе и обработке информации, реализации основных дидактических принципов
doc -> Тема опыта: «Реализация системно-деятельностного подхода в обучении географии как средства развития личности»
doc -> Органах местного самоуправления
doc -> Программы
doc -> Информация об опыте 2
doc -> Работы с одаренной молодежью
doc -> Общие положения Нормативные документы для разработки ооп бакалавриата по направлению подготовки 050100 «Педагогическое образование»
doc -> Образовательная программа основного общего образования гоу спо яо борисоглебского политехнического техникума
doc -> Пояснительная записка Содержание и контекст Методы обучения


Поделитесь с Вашими друзьями:


База данных защищена авторским правом ©psihdocs.ru 2019
обратиться к администрации

    Главная страница