局部性原理的本质实际上是对CPU预测的一种解释

空间局部性是指CPU会对这个数据周围，尤其特指数组、向量、指令集等集合数据提前预读

为了定义这个周围，往往采用将主存分块(地址上虚拟，解释方法不同分块)

然后将这个周围的数据放在Cache里面

时间局部性是指CPU会对循环内的当前执行的这个数据进行存留，以备下次的继续使用

包括循环内执行的指令、操作数，基本都会进行存留，下次取用的时候也就会方便一些的

这些都会存于Cache中，通过预测方式得到了高命中率

另外，性能分析那边，又到了文字游戏：提高了多少，提高了几倍，提高到几倍….

比较器么，书上写的比较模糊，但大致上应该是在说这样

直接映射是一个就够了，全相联就要N个，而组内就只需要组内可能是其存放的数量R个

一个块，可能在Cache里面存放在多少个位置上，就要多少个比较器

PS:

主存的块被称为“页、页面、页框”，Cache的块被称为是“行”

然后说几句吧，即使是块内，也是有多个地址对应多个数据行存储的，所以才要组内地址

主存和CPU交互是以机器字，而和Cache交互是以块为单位

主存地址是不会改变的，只是CPU在根据不同的映射法对应解释为不同的意思罢了

这里谈下一个容易混淆的点，主存地址、Cache位数

首先明确下，主存在三种不同映射模式下的地址解释方法，注意是解释方法

直接映射：标记位+行号位+组内地址

全相联映射：标记位+组内地址

N路组相联映射：标记位+组号地址+组内地址

然后再说下这几个怎么算

一般会给定主存的物理地址长度，所以总长往往是能够确定下来的

按某种编址方式，意思是多少位作为一个存储单元的大小，字节就是8位一个单元

字就是一个字一个单元，然后这样一个存储单元分配给一个地址

一个块大小给出以后，那么除去一个存元的大小就能得出有多少个存元一块

自然也就得出了需要多少位二进制才能分配完这N个存元的地址

如32B一块，按字节编址，那么就是8个存元，那么就是3位二进制地址，三位组内

注意下，因为主存块和Cache块大小是一样的，因而给定哪个块都能算出来

然后再说相对应的行号、组号，这个就是分多少行，多少组的问题了

对直接映射就是有多少块，然后需要多少位二进制来表示那么多个块，32块就要5位

对组号，就是求出Cache一共有多少组就行，例如二路，32B一块，64KB数据大小

那么就可以分为2^11块，2^10组，那么组自然也就占了十位，直接映射反正没有这个位

然后在算出上面两个以后，自然就得出了主存物理地址中对应的标记位长度

然后再谈Cache的位数组成，一般谈的是总容量，数据大小是单纯的块大小·块数

有效位+脏位+LRU替换位+标记位+数据位(32B就是32·8=256位，这里谈的是以bit作单位

有效位一位，必有，脏位仅当采用回写法的时候会有，一位

LRU替换位，直接映射肯定是没有的，因为直接映射是直接替换的，不考虑替换位存在

只有全相联和组相联会有，一般是logN(N是一组有多少个)

而一般只出现于组相联中，全相联据目前状态来说还没有谈过，但应该是视作一整组

另外就是标记矩阵的行需要和一般Cache中谈的行(也就是块，相区分

Cache中谈一行那么肯定就是在谈这样一块，不会有更多的歧义

但标记矩阵中就不一定，一行可能是多个标记位，例如组相联那么一行就有组号个标记位

全相联一行就会有N个标记位

这里谈几个点：

首先就是主存内分块是按照Cache中块的大小分的，不是按数量分的

再就是，按XX编址意味着每X位作一个存储单元，且每个地址单元对应一个地址

这里要和地址位数、存储位数区分开，存储位数是每个存储单元存储了几位数据，就是位

地址位数是指这个地址需要多少位二进制才能表达

这样看确实是，按什么编址，一个存储单元就有多少位

256MB大小，按字节编址256M个单元，每个单元8位，需要256M个地址，28位地址/地址线

按字(32位字)编码就是64M个单元，每个单元32位，需要64M个地址，26位地址/地址线

Cache的容量和总容量之间有一定的差别

同时按XX编址，得知了每块的大小后，自然可以得知每块的块内地址占几位

将主存分为N个块以后，对应地址的剩余高位实际上均在表示是第几块

替换算法：

目的是为了解决主存访问后需要把其内容放入Cache但Cache已经满的问题

大致上就这一些算法，其中考最频繁的是最后两种，前面的两种都因为运行效率较差不用

替换算法只会在全相联、组相联两个里面使用

最不经常使用算法，理解为记录这个Cache块被访问了多少次，替换最少访问次的

这里如果产生了相同的使用频率最低块，那么可以采用FIFO或者行号递增等策略去选择

例如相同的0、0两个使用频率块，淘汰谁？

近期最少使用算法，理解为每一个Cache块的计数为“已几个周期没有使用”

每次自然替换的是计数值最大的

抖动的含义，以“1/2/3/4/5/1/2/3/4/5..序列访问，会反复刷新掉频繁使用的块，本质原因是Cache块太少了

全写法：

在每次写数据的时候同时把数据写入主存和Cache里面，那么替换块就不需要再写到主存

这里的缓冲区应该这样理解，CPU访问主存是很浪费CPU时间的事情

所以采用一个缓冲区，让CPU直接写到缓冲区里面去，因为CPU访问缓冲区很快

然后缓冲区再慢吞吞去访问主存，相当于把这部分CPU可能会浪费的时间交给了缓冲区做

提高了CPU的资源利用率

写回法只更新Cache中的数据，不把块中数据写入主存，只有替换的时候一次性写到主存

剩下就是比较麻烦的一堆组合了

写分配法搭配写回法的时候：

当没有命中的时候，就会先把主存内容送到Cache里面，然后在Cache中写，不改主存

同样，当写命中的时候也是直接在Cache里面写，不改主存内容

只有这个块因为读或者写被替换出去的时候，才把这个块所更新的内容一次性写到主存上

写分配法搭配全写法的时候：

当没有命中的时候，就会先写/修改主存内容，再把内容送到Cache里面

当命中的时候，就会同时修改Cache和主存中的内容

非写分配法搭配另外两者就不会有变化：

如果不命中的情况，那么只更新/修改/写主存单元，不会调入Cache中

如果命中，回写法，那么就会只对Cache内数据进行修改/写/更新

如果命中，全写法，那么会同时对Cache、主存内的数据进行更新操作

其实也可以看出，写回法比较适合搭配写分配法，这样就可以高效且保持替换更新性

全写法则比较适合搭配非写分配法，保留对主存内容的随时正确性

读不命中、写不命中均有可能会产生替换

读不命中是一定会把主存的内容写到Cache里面的，所以读不命中一定会有替换(满的时候

但写不一定，只有写分配法会把主存内容写到Cache中可能替换，非写分配法不会替换