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ISI374 – Arquitectura de Computadores Clase 21: Jerarquía de memoria Pt.3 Departamento de Ingeniería de Sistemas Universidad de Antioquia 2010-1.

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1 ISI374 – Arquitectura de Computadores Clase 21: Jerarquía de memoria Pt.3 Departamento de Ingeniería de Sistemas Universidad de Antioquia

2 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) 2 Resumen Estimación del rendimiento de la cache Tiempo medio de acceso a memoria Caches asociativas Políticas de reemplazo Modelo de las tres Cs Caches multinivel

3 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Estimación del rendimiento de la cache 3 Componentes del tiempo de CPU Ciclos de ejecución del programa » Asumiendo que el tiempo de acierto en la cache hace parte de ellos Ciclos de espera por el sistema de memoria Debidos principalmente a fallos de cache CPU Time = (CPU execution clock cycles + Memory-stall clock cycles) × Clock cycle time Los ciclos de parada de memoria se estiman como la suma de los ciclos de parada asociados con lecturas y escrituras: Read-stall cycles = reads/program × read miss rate × read miss penalty Write-stall cycles = (writes/program × write miss rate × write miss penalty) + write buffer stalls De manera muy simplificada tenemos: Memory-stall cycles = memory accesses/program × miss rate × miss penalty

4 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Impacto del rendimiento de la cache 4 La penalización relativa de la cache se incrementa a medida que se incrementa el rendimiento del procesador (mayor frecuencia de reloj y/o menor CPI) Es poco probable que la memoria mejore tanto como puede hacerlo el tiempo de ciclo del procesador. Cuando se calcula CPI stall, la penalización de fallo de cache se estima en términos de ciclos de reloj del procesador necesarios para tratar el fallo Entre menor sea el CPI ideal, mayor será el impacto de las paradas Ejemplo: Procesador con CPI ideal = 2 (no hay paradas de memoria), penalización de fallo = 100 ciclos, 36% de instrucciones load/store y tasa de fallos en D$ e I$ de 4% y 2%, respectivamente Memory-stall cycles = Instruction-stall_cycles + Data-stall_cycles Memory-stall cycles = (I × 2% × 100) + (I × 36% × 4% × 100 ) = 3.44 × I CPI stall = = 5.44 (el rendimiento con la cache perfecta es 5.44/2 = 2.72 veces mejor) Qué pasa si el rendimiento del procesador se incrementa de manera que el CPI ideal se reduce a 1? Qué sucede si se dobla la frecuencia del procesador (doblando la penalización del fallo)?

5 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Tiempo medio de acceso a memoria 5 Hasta ahora, asumimos que el tiempo de acierto no influye en el rendimiento de la cache Una cache de mayor tamaño tendrá un tiempo de acceso mayor En pipelines profundos, un incremento en el tiempo de acierto probablemente obligará a agregar una nueva etapa En algún punto, el incremento en el tiempo de acierto para una cache de mayor tamaño predominará sobre lo ganado en tasa de aciertos, degradando el rendimiento Average Memory Access Time (AMAT): tiempo medio de acceso a memoria considerando tanto los aciertos como los fallos AMAT = Hit time + Miss rate × Miss penalty Ej: Cuál es el AMAT para un procesador con un tiempo de ciclo de reloj de 20 ns, una penalización de fallo de 50 ciclos de reloj, una tasa de aciertos del 98% por instrucción y un tiempo de acierto de 1 ciclo de reloj?

6 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Técnicas para mejorar el rendimiento de la cache 6 Tiempo medio de acceso a memoria (Average memory access time, AMAT) AMAT = Hit time + Miss rate × Miss penalty Dos técnicas para mejorar el rendimiento de la cache se enfocan en reducir: Miss rate Reduciendo la probabilidad de que dos bloques diferentes de memoria compitan por la misma ubicación en la cache (Asociatividad) Miss penalty Agregar un nivel adicional a la jerarquía (Caches multinivel)

7 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Caches asociativas 7 ¿En qué lugar se puede ubicar un bloque en la cache? Cache de emplazamiento directo (Direct-mapped cache): Un bloque puede ocupar sólo un lugar en la cache Completamente asociativa (Fully associative) Un bloque puede ocupar cualquier entrada en la cache Para encontrar un bloque es necesario buscar en todas las entradas (en paralelo) Requiere un comparador por cada entrada (muy costoso) Asociativa por conjuntos de n-vías (n-way set associative) Cada conjunto posee n bloques (vías) Cada bloque en memoria se mapea a un único conjunto de la cache, pero el bloque se puede ubicar en cualquiera de las n vías de ese conjunto » Número de conjunto en cache = (Dirección del bloque) mod (# conjuntos en la cache) Todas las vías en un conjunto se buscan a la vez n comparadores (menos costoso)

8 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Gama de asociatividad 8 Cuatro configuraciones diferentes para una cache con 8 bloques El tamaño de la cache (en bloques) es igual al número de conjuntos por el grado de asociatividad La ventaja de incrementar la asociatividad es que normalmente reduce la tasa de fallos

9 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Ejemplo de asociatividad 9 Comparación de memorias cache con tamaño de 4 bloques y 1 palabra/bloque Direct-mapped, 2-way set associative, fully associative Secuencia de acceso a bloques: 0, 8, 0, 6, 8 (direcciones de bloque) Direct-mapped Block address Cache index Hit/miss Cache content after access

10 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Ejemplo de asociatividad 10 Comparación de memorias cache con tamaño de 4 bloques y 1 palabra/bloque Direct-mapped, 2-way set associative, fully associative Secuencia de acceso a bloques: 0, 8, 0, 6, 8 (direcciones de bloque) Direct-mapped Block address Cache index Hit/miss Cache content after access missMem[0] 80missMem[8] 00missMem[0] 62missMem[0]Mem[6] 80missMem[8]Mem[6]

11 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Ejemplo de asociatividad 11 Comparación de memorias cache con tamaño de 4 bloques y 1 palabra/bloque Direct-mapped, 2-way set associative, fully associative Secuencia de acceso a bloques: 0, 8, 0, 6, 8 (direcciones de bloque) 2-way associative Block address Cache set Hit/miss Cache content after access Set 0Set

12 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Ejemplo de asociatividad 12 Comparación de memorias cache con tamaño de 4 bloques y 1 palabra/bloque Direct-mapped, 2-way set associative, fully associative Secuencia de acceso a bloques: 0, 8, 0, 6, 8 (direcciones de bloque) 2-way associative Block address Cache set Hit/miss Cache content after access Set 0Set 1 00missMem[0] 80missMem[0]Mem[8] 00hitMem[0]Mem[8] 60missMem[0]Mem[6] 80missMem[8]Mem[6]

13 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Ejemplo de asociatividad 13 Comparación de memorias cache con tamaño de 4 bloques y 1 palabra/bloque Direct-mapped, 2-way set associative, fully associative Secuencia de acceso a bloques: 0, 8, 0, 6, 8 (direcciones de bloque) Fully associative Block address Hit/missCache content after access

14 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Ejemplo de asociatividad 14 Comparación de memorias cache con tamaño de 4 bloques y 1 palabra/bloque Direct-mapped, 2-way set associative, fully associative Secuencia de acceso a bloques: 0, 8, 0, 6, 8 (direcciones de bloque) Fully associative Block address Hit/missCache content after access 0missMem[0] 8missMem[0]Mem[8] 0hitMem[0]Mem[8] 6missMem[0]Mem[8]Mem[6] 8hitMem[0]Mem[8]Mem[6]

15 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Ejemplo de asociatividad 15 Para la secuencia de referencias, tres fallos es lo mejor que se puede lograr (porque sólo se accede a tres direcciones de bloque diferentes) Si la cache fuera de 8 bloques, la cache asociativa de dos vías no tendría reemplazos El número de fallos sería el mismo que el de la cache completamente asociativa De la misma manera, si la cache tuviera 16 bloques, las tres configuraciones previas de cache tendrían el mismo número de fallos Compruébelo usted mismo! Conclusión: El cambio observado en la tasa de fallos demuestra que el tamaño de la cache y la asociatividad no son independientes a la hora de determinar el rendimiento de la cache

16 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) ¿Cuánta asociatividad? 16 Incrementar la asociatividad reduce la tasa de fallos Aunque el retorno es cada vez menor a medida que la asociatividad crece Simulación de un sistema con D-cache de 64KB, bloque de 16 palabras (SPEC2000) 1-way (Direct-mapped):10.3% 2-way: 8.6% 4-way: 8.3% 8-way: 8.1%

17 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Organización de una cache asociativa por conjuntos 17 Asociativa por conjuntos de 4 vías Bloque de una palabra. 4 bloques por conjunto. 256 conjuntos

18 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Beneficios de las caches asociativas por conjuntos 18 La elección de una cache de emplazamiento directo o una cache asociativa por conjuntos depende de la relación entre el costo de un fallo y el costo de la implementación, tanto en tiempo como en hardware Mayor asociatividad significa mayor complejidad del hardware Una cache con gran asociatividad tendrá una menor tasa de fallos » Menor posibilidad de conflicto entre dos direcciones que mapeen al mismo conjunto

19 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Políticas de reemplazo 19 Cuando ocurre un fallo, cómo se define el bloque a reemplazar? Política de reemplazo Emplazamiento directo (Direct-mapped): no hay elección Asociativa por conjuntos Varios bloques son candidatos a reemplazarse en cada conjunto (en la cache completamente asociativa, todos los bloques son candidatos) Preferiblemente se reemplaza la entrada no válida, si hay alguna De otra manera, elegir entre las entradas del conjunto siguiendo algún criterio Least-recently used (LRU) » Elegir el bloque que más tiempo ha estado sin ser referenciado Simple para 2 vías, manejable para 4 vías, muy compleja más allá de este punto Random » El bloque se elige aleatoriamente » Entrega aproximadamente el mismo rendimiento que LRU cuando el tamaño de la cache y la asociatividad son altas

20 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Políticas de reemplazo: LRU vs. Random 20 Fallos de cache de datos por cada 1000 instrucciones para comparar las políticas LRU y Random (SPEC2000) 16 bytes/block Associativity2-way4-way8-way Cache sizeLRURandomLRURandomLRURandom 16 KB KB KB

21 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Modelo de las tres 21 Modelo de la memoria cache para comprender el origen de los fallos en una jerarquía de memoria y cómo son afectados estos fallos por cambios introducidos en ella Compulsory misses Fallos causados por el primer acceso al bloque: hay que llevar el bloque a la cache (cold-start misses) Inevitables, incluso con cache de tamaño infinito Capacity misses Fallos causados cuando la cache (aún siendo completamente asociativa) no puede contener todos los bloques necesarios durante la ejecución de un programa Ocurren cuando los bloques son reemplazados y luego traídos otra vez a la cache Conflict misses Fallos que ocurren en las caches de emplazamiento directo y asociativas por conjuntos cuando varios bloques compiten por el mismo conjunto (y que se eliminarían usando una cache completamente asociativa del mismo tamaño) (collision misses)

22 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Modelo de las tres Cs 22 SPEC2000 integer and FP benchmarks Compulsory: 0.006% Conflict Conflicto: - Competencia por el mismo bloque de cache - Se reducen incrementando asociatividad Capacidad: Depende del tamaño de la cache

23 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Caches multinivel 23 Para reducir la brecha entre la frecuencia de reloj del procesador y el enorme tiempo necesario para acceder a la DRAM, muchos procesadores poseen niveles adicionales de cache El objetivo es reducir la penalización del fallo Cache primaria (L-1) unida a la CPU Pequeña pero veloz El segundo nivel de cache (L-2) es accedido cuando hay un fallo en la cache primaria Más grande, más lenta, pero aún más veloz que memoria principal Si hay un acierto en L-2, la penalización del fallo de L-1 será el tiempo de acceso a L-2 (que será mucho menor que el tiempo de acceso a memoria principal) La memoria principal atiende los fallos de la cache L-2 Algunos sistemas high-end incluyen una cache L-3 AMD Phenom II X4 920 Deneb: L-1: 512 KB / L-2: 2048 KB / L-3: 6144 KB (USD$236) Intel Core i7-975 XE Bloomfield: L-1: 256KB / L-2: 1024KB / L-3: 8192KB (~USD$1000)

24 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Ejemplo caches multinivel 24 Dado: CPU con CPI base = 1, frecuencia de reloj = 4GHz (periodo = 0.25ns) Tiempo de acceso a memoria principal (incluye tratamiento del fallo) = 100ns Tasa de fallos/instrucción (Cache primaria) = 2% Solamente con cache primaria Penalización de fallo respecto a memoria principal = 100ns/(0.25ns/ciclo) = 400 ciclos CPI efectivo = CPI base + Ciclos de parada de memoria por instrucción CPI efectivo = × 400 = 9

25 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Ejemplo caches multinivel (cont.) 25 Ahora con cache L-2 que tiene estas características: Tiempo de acceso = 5ns Tamaño suficiente para tener una tasa de fallos respecto a memoria principal de 0.5% Fallo en cache primaria con acierto en L-2 Penalización = 5ns/(0.25ns/ciclo) = 20 ciclos Fallo en L-2 que obliga acceso a memoria principal: Penalización = 100ns/(0.25ns/ciclo) = 400 ciclos CPI total = 1 + Paradas L-1 por instrucción + Paradas L-2 por instrucción CPI total = × × 400 = 3.4 Relación de rendimiento= 9/3.4 = 2.6 El procesador con una cache L-2 es 2.6 veces más rápido

26 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) Consideraciones sobre caches multinivel 26 Cache primaria Su objetivo principal es reducir el tiempo de acierto (y así soportar un tiempo de ciclo más reducido) Segundo nivel de cache (L-2) Se enfoca en reducir la tasa de fallos para reducir la penalización de los accesos tan lentos a memoria principal El tiempo de acierto de L-2 es menos importante (afecta la penalización de fallo de L-1 pero no su tiempo de acierto) En comparación con una cache de un solo nivel, en la cache multinivel: La cache L-1 suele ser más pequeña El tamaño de bloque de la cache L-1 suele ser pequeño (para estar acorde con el menor tamaño de cache y la penalización de fallos reducida)

27 ISI374 - Arquitectura de Computadores (2010-1) 27 Lecturas recomendadas Computer organization and architecture. Designing for performance, 6th ed., Chapter 4. W. Stallings. Pearson Education Computer organization and design. The hardware/software interface, 3rd ed., Chapter 7. D. Patterson and J. Hennessy. Morgan Kaufmann Publishers


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