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本文简要的展示了现代Intel处理器的CPU cache是如何组织的。有关cache的讨论往往缺乏具体的实例，使得一些简单的概念变得扑朔迷离。也许是我可爱的小脑瓜有点迟钝吧，但不管怎样，至少下面讲述了故事的前一半，即Core 2的 L1 cache是如何被访问的：

1. 由索引拣选缓存组（行）

在cache中的数据是以缓存线（line）为单位组织的，一条缓存线对应于内存中一个连续的字节块。这个cache使用了64字节的缓存线。这些线被保存在cache bank中，也叫路（way）。每一路都有一个专门的目录（directory）用来保存一些登记信息。你可以把每一路连同它的目录想象成电子表格中的一列，而表的一行构成了cache的一组（set）。列中的每一个单元（cell）都含有一条缓存线，由与之对应的目录单元跟踪管理。图中的cache有64 组、每组8路，因此有512个含有缓存线的单元，合计32KB的存储空间。

在cache眼中，物理内存被分割成了许多4KB大小的物理内存页（page）。每一页都含有4KB / 64 bytes == 64条缓存线。在一个4KB的页中，第0到63字节是第一条缓存线，第64到127字节是第二条缓存线，以此类推。每一页都重复着这种划分，所以第0页第3条缓存线与第1页第3条缓存线是不同的。

在全相联缓存（fully associative cache）中，内存中的任意一条缓存线都可以被存储到任意的缓存单元中。这种存储方式十分灵活，但也使得要访问它们时，检索缓存单元的工作变得复杂、昂贵。由于L1和L2 cache工作在很强的约束之下，包括功耗，芯片物理空间，存取速度等，所以在多数情况下，使用全相联缓存并不是一个很好的折中。

取而代之的是图中的组相联缓存（set associative cache）。意思是，内存中一条给定的缓存线只能被保存在一个特定的组（或行）中。所以，任意物理内存页的第0条缓存线（页内第0到63字节）必须存储到第0组，第1条缓存线存储到第1组，以此类推。每一组有8个单元可用于存储它所关联的缓存线（译注：就是那些需要存储到这一组的缓存线），从而形成一个8路关联的组（8-way associative set）。当访问一个内存地址时，地址的第6到11位（译注：组索引）指出了在4KB内存页中缓存线的编号，从而决定了即将使用的缓存组。举例来说，物理地址0x800010a0的组索引是000010，所以此地址的内容一定是在第2组中缓存的。

但是还有一个问题，就是要找出一组中哪个单元包含了想要的信息，如果有的话。这就到了缓存目录登场的时刻。每一个缓存线都被其对应的目录单元做了标记（tag）；这个标记就是一个简单的内存页编号，指出缓存线来自于哪一页。由于处理器可以寻址64GB的物理RAM，所以总共有64GB / 4KB == 2²⁴个内存页，需要24位来保存标记。前例中的物理地址0x800010a0对应的页号为524,289。下面是故事的后一半：

由于我们只需要去查看某一组中的8路，所以查找匹配标记是非常迅速的；事实上，从电学角度讲，所有的标记是同时进行比对的，我用箭头来表示这一点。如果此时正好有一条具有匹配标签的有效缓存线，我们就获得一次缓存命中（cache hit）。否则，这个请求就会被转发的L2 cache，如果还没匹配上就再转发给主系统内存。通过应用各种调节尺寸和容量的技术，Intel给CPU配置了较大的L2 cache，但其基本的设计都是相同的。比如，你可以将原先的缓存增加8路而获得一个64KB的缓存；再将组数增加到4096，每路可以存储256KB。经过这两次修改，就得到了一个4MB的L2 cache。在此情况下，需要18位来保存标记，12位保存组索引；缓存所使用的物理内存页的大小与其一路的大小相等。（译注：有4096组，就需要lg(4096)==12位的组索引，缓存线依然是64字节，所以一路有4096*64B==256KB字节；在L2 cache眼中，内存被分割为许多256KB的块，所以需要lg(64GB/256KB)==18位来保存标记。）

如果有一组已经被放满了，那么在另一条缓存线被存储进来之前，已有的某一条则必须被腾空（evict）。为了避免这种情况，对运算速度要求较高的程序就要尝试仔细组织它的数据，使得内存访问均匀的分布在已有的缓存线上。举例来说，假设程序中有一个数组，元素的大小是512字节，其中一些对象在内存中相距4KB。这些对象的各个字段都落在同一缓存线上，并竞争同一缓存组。如果程序频繁的访问一个给定的字段（比如，通过虚函数表vtable调用虚函数），那么这个组看起来就好像一直是被填满的，缓存开始变得毫无意义，因为缓存线一直在重复着腾空与重新载入的步骤。在我们的例子中，由于组数的限制，L1 cache仅能保存8个这类对象的虚函数表。这就是组相联策略的折中所付出的代价：即使在整体缓存的使用率并不高的情况下，由于组冲突，我们还是会遇到缓存缺失的情况。然而，鉴于计算机中各个存储层次的相对速度，不管怎么说，大部分的应用程序并不必为此而担心。

一个内存访问经常由一个线性（或虚拟）地址发起，所以L1 cache需要依赖分页单元（paging unit）来求出物理内存页的地址，以便用于缓存标记。与此相反，组索引来自于线性地址的低位，所以不需要转换就可以使用了（在我们的例子中为第6到11位）。因此L1 cache是物理标记但虚拟索引的（physically tagged but virtually indexed），从而帮助CPU进行并行的查找操作。因为L1 cache的一路绝不会比MMU的一页还大，所以可以保证一个给定的物理地址位置总是关联到同一组，即使组索引是虚拟的。在另一方面L2 cache必须是物理标记和物理索引的，因为它的一路比MMU的一页要大。但是，当一个请求到达L2 cache时，物理地址已经被L1 cache准备（resolved）完毕了，所以L2 cache会工作得很好。

最后，目录单元还存储了对应缓存线的状态（state）。在L1代码缓存中的一条缓存线要么是无效的（invalid）要么是共享的（shared，意思是有效的，真的J）。在L1数据缓存和L2缓存中，一条缓存线可以为4个MESI状态之一：被修改的（modified），独占的（exclusive），共享的（shared），无效的（invalid）。Intel缓存是包容式的（inclusive）：L1缓存的内容会被复制到L2缓存中。在下一篇讨论线程（threading），锁定（locking）等内容的文章中，这些缓存线状态将发挥作用。下一次，我们将看看前端总线以及内存访问到底是怎么工作的。这将成为一个内存研讨周。