【计组笔记】存储器

Resurgence03

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分类专栏： # 计算机组成原理笔记文章标签：笔记

于 2024-09-26 21:05:53 首次发布

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层次结构

寄存器
cache
主存
外存
一致性原则：不同层次存储器中，相同信息保持一致
包含性原则：内层信息含于外层信息

主存

按存储元件分类

半导体

磁性材料

光介质

按存取方式分类

随机存取存储器RAM

半导体存储器
是否破坏性读取
- 动态存储器DRAM
  - 用电容存bit信息
    - 破坏性读取
      - 读出时电荷释放，原信息丢失
    - 电荷会自然流失，需要定时刷新补充电荷
      - 集中刷新
        停止读写，逐行刷新
      - 分散刷新
        定时周期刷新
      - 异步刷新
        集中+分散
  - 快速分页组织
  - 一般用于低速大容量半导体存储器
    - 主存
- 静态存储器SRAM
  - 用触发器存bit信息
    - 无需读后再生
    - 无需刷新
  - 一般用于高速小容量半导体存储器
    - cache
- DRAM SRAM
  存储信息电容触发器
  破坏性读出是否
  需要刷新是否
  送行列地址分两次送同时送
  访问速度慢快
  集成度高低
  发热量小大
  存储成本低高

	DRAM	SRAM
存储信息	电容	触发器
破坏性读出	是	否
需要刷新	是	否
送行列地址	分两次送	同时送
访问速度	慢	快
集成度	高	低
发热量	小	大
存储成本	低	高

顺序存取存储器SAM

磁带

直接存取存储器DAM

磁盘

按内容存取存储器CAM

相联存储器AM
- 按位标识逐位比对

按可更改性分类

可读可写存储器RAM

均是易失的

只读存储器ROM

随机存取

均是非易失的

按易失性分类

非易失（不挥发）存储器

ROM
磁表面存储器
光存储器

易失存储器

所有的RAM
cache

外部辅助存储

磁盘

访问耗时主要来自寻道时间

写入数据同时计算校验码一起写入

2×4×2000×3000×512B=24GB

2：1个盘片有2面

1转1/7200分=1/120秒

$\dfrac{1}{120}s\times 0.5 + 20ms + 0.5ms = 24.7ms$

磁盘调度算法

使平均寻道距离最短

FCFS

先请求访问磁盘的进程先处理

进程足够多时和随机调度性能相近

SSTF

Shortest-Seek-Time-First

选择从当前磁臂位置最近的访问请求位置

不一定有最短的平均寻道距离

SCAN

磁臂先向一个方向处理，移动到头后调头，再向另一个方向处理移动到头

C-SCAN

磁臂向一个方向处理，移动到头后调头回到起点，如此往复

LOOK

只移动到最远一个请求的SCAN修正

C-LOOK

只移动到最远一个请求的C-SCAN修正

N步SCAN

磁头黏着现象：SSTF、SCAN、CSCAN由于新的密集I/O请求导致磁头在某处停住不动

将磁盘请求队列分为长度为N的子队列
子队列间按FCFS算法处理
子队列内按SCAN算法处理

FSCAN

将磁盘请求分成两个队列
交替使用SCAN处理其中一个队列
- 在处理一个队列时新出现的请求均归入另一队列中，下次扫描处理
N = 2的N步SCAN

磁盘冗余阵列RAID

数据安全性
- 6最高
- 1其次
- 2,3,4,5一个层次
- 0最差
I/O速率
- 1,2,3快于单个磁盘
- 4,5,6慢于或近似单个磁盘

RAID0

没有冗余
条带化
容量大速度高，可靠性低

RAID1

冗余备份，复制所有信息
- 无校验
读性能翻倍
- 读请求可由含数据的任何一个磁盘提供
写性能下降
- 并不是折半，可并行执行，由慢者决定
成本高，很可靠

RAID2

并行访问
- 驱动器间同步
工作单位为字（字节）
小条带分布交叉
使用海明校验冗余
- 校验盘与数据盘成正比
数据传输率高
- 大I/O快
I/O响应慢
- 小I/O快
开销过大，不再使用

RAID3

并行访问
小条带分布交叉
每个字计算1个校验位
只使用一个冗余盘
重构
数据传输率高
- 大I/O快
I/O响应慢
- 小I/O快

RAID4

独立访问
- 无需驱动器间同步
大数据块交叉
只使用一个冗余盘
重构
小I/O有写损失

RAID5

独立访问
大数据块交叉
将校验位循环均匀分布在所有驱动器上
I/O快
- 被广泛使用

RAID6

独立访问
大数据块交叉
将校验位循环均匀分布在所有驱动器上
双维块奇偶校验
- 允许双盘出错
- 高度可靠

RAID7

带cache的RAID

Flash闪存

高密度非易失性读写存储器
电擦除可编程ROM替代品，可存储BIOS
- 编程：充电
- 擦除：放电
- 读取
存储元件为MOS管

SSD固态硬盘

存储介质为闪存颗粒
数据按页进行读取
- 闪存芯片-区块-页
对某页写前，必须擦除该页所属的整个区块
- 写入时按顺序写入
只有有限的读写次数
闪存翻译层FTL
- 将逻辑磁盘块映射为物理存储块
- 均化磨损电路
  - 将擦除操作平均分布，延长使用寿命

数据校验

码距：两个合法二进制码之间最少不同位数量

码距为1，即任何两个二进制码间最少有1位不同，平凡情况，无校验能力，检错位数为0
码距为2，检错位数为1
纠错理论：
- L为码距
- D为检错位数
- C为纠错位数

奇偶校验

用于并行传输

在数据位以外增加1位校验位，使得总共1的数量为奇数或偶数

码距为2
检错位数为1
纠错位数为0

海明Hamming校验

用于并行传输

若无错，S1 = S2 = S3 = S4 = 0

含总校验位
- 码距为4
- 检错位数为2
- 纠错位数为1
不含总校验位
- 码距为3
- 检错位数为1
- 纠错位数为1

对于能检测d位错误的海明码，码距不小于d+1
对于能纠正d位错误的海明码，码距不小于2d+1

利用排列组合直接计算即可。

循环冗余校验CRC

用于串行传输

将m位的bit串看作一个m-1多项式的系数，从左到右从高到低

换言之，m位的bit串到系数域为0-1域的多项式的双射

0-1域上的多项式运算

f(x) + g(x) = f(x) XOR g(x)
f(x) - g(x) = f(x) XOR g(x)
除法同多项式大除法
- 抓住最高位

双方约定r次生成多项式G(x)，对于m+1位位串对应的多项式M(x)，设M(x)诱导的带CRC校验码多项式为r+m次多项式M1(x)=x^rM(x)

由多项式带余除法，存在唯一的r(x)，q(x)，使得M1(x) = q(x) G(x) + r(x)，且r(x)的次数不高于r-1

换言之，r(x)将可对应于一个r位位串，M1(x) - r(x)可被G(x)整除

由于M1(x)的最低r次项系数均为0，M1(x) - r(x) = M1(x) XOR r(x) = M1(x) + r(x) = 在M(x)对应的m+1位位串后拼接上r(x)对应的r位位串

接收方收到带CRC的位串后除以G(x)
能除尽表明（在CRC检测范围内）没有错误
去掉位串最后G(x)次数位即得原位串

Cache

CPU<----------->主存

程序的局部性原理

行
块
- 一行有多长
有效位：标记该行是否被占用中
命中
- 命中率Hit Rate
  - HR=命中次数/访问次数
  - 影响因素
    - 容量
      - 命中率-容量为不足对数函数
      - cache超过32kB后，整体性能不会显著提高
    - cache块大小
      - cache块太小，容易局部性受限
      - cache块太大
        cache总行数会变小
        单次装填成本增大
- 命中时间=访问cache块时间
缺失
- 缺失率Miss Rate
  - MR=1-HR
- 缺失损失=替换cache块时间+传输给CPU的时间
- 原因
  - 必然缺失
    - 第一次访问或刚开机
  - 容量缺失
    - cache容量不够
  - 冲突缺失
    - 两块不同的内存块映射到相同的cache块
    - 直接映射最明显（利用率低）
  - 无效缺失
平均访问时间=HR×命中时间+MR×缺失损失
- 缺失率低未必平均访问更低
  - 块更大意味着需要更多时间去装填数据块
  - 应当追求使得平均访问时间最低的块大小，而非缺失率最低