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一、存储系统层次

三级存储

1. 主存储器（内存）
2. 辅助存储器（外存）
3. 高速缓冲存储器 Cache

• 存储元：存一个比特
• 存储单元：存一个存储字

二、SRAM 与 DRAM

刷新周期

DRAM 电容会漏电，需周期性补充电荷，每次补电的间隔时间称为刷新周期。

刷新方式

• 集中刷新：刷新过程中不允许 CPU 访问内存，这段时间称为死时间。
• 分散刷新：把存储系统工作周期划分成两部分，一部分交给读取和写入，另一部分负责刷新，会降低速率。
• 异步刷新：已知最大刷新周期为 2ms，设需刷新 n 行，则相邻两次刷新的间隔$t=\dfrac{2}{n}$；每隔时间 t 申请刷新一次，一次刷新一行，在最长刷新周期内完成全部刷新任务。

三、存储器级联思想

运算速度从快到慢依次为：寄存器 > 高速 Cache > 主存 > 外存 > 网盘。

把 CPU 计算将要用的内容放到寄存器，把寄存器可能用到的内容放到 Cache，剩下两个层次同理，逐级向下。

• CPU只与最靠近它的一级打交道：先查最近一级 Cache，未命中再由该级向下一级取，逐级向下。
• 每次取的是一整块，取回后填入发起这次访问的那一级缓存。
• 主存按地址取块；按内容（比较标记）查找的只有 Cache 自身。
• Cache 属于相联存储器，按内容访问：CPU 给出的主存地址被拆成标记 + 组索引 + 块内偏移，组索引先定位组（地址方式），组内再并行比较标记判断命中（内容方式）。
• 相联存储器本身的定义仍是纯按内容寻址；主存、寄存器按地址寻址。二者并非"结合"在同一个器件里。

四、地址线与存储容量

地址线位数决定可寻址的最大范围。例如 36 位地址，可寻址范围为 $0 \sim 2^{36}-1$；若数据线宽度为 64 位，则一次可读 8 个字节（64 位数据），所以总存储容量为$ 2^{36}\times64 $位。

五、多体并行存储器

高位交叉编址

先得到体号，再译码得到体内地址，实际上仍是顺序存取。

低位交叉编址

先译码。由于程序在内存中连续存放，体内地址大概率相同，只需及时更正体内地址，即可迅速读取连续地址的内容（流水线读取）。

设模块字长等于数据总线宽度，模块存取周期为 T，总线传输周期为 r（每隔 r 就启动下一个模块），最多可并行 m 个模块：

m=\frac{T}{r}

相当于一次 T 内能够读取几个字。为尽可能高效，假设相邻字之间不存在时间空隙。

所以读取完连续的 m 个模块所需的时间为

$$T+(m-1)r=2T-r$$

六、主存容量扩展

位扩展法

假设数据总线宽度为 8，原本应从一片 DRAM 读取一整个字节；也可用位扩展法，把一个字节分到八片 DRAM 存储。读取一个字节时同时读取 8 片 DRAM，每片只给出一位，8 位拼凑出一个字节。

字扩展法

在单个 DRAM 地址位数基础上增加高位地址，经地址译码器译码产生片选信号，从而选择不同 DRAM。例如一片 DRAM 地址 14 位，再加 2 位最高位，即可并联 $2^2=4$ 片 DRAM，扩大寻址范围。

字位扩展法

将前两种方法结合：既把整个字节切分存储，又通过添加地址位数进行 DRAM 片选。

存储芯片地址分配与选中

• 线选法：有几片芯片就用几根线，选中哪一片哪根就为低电平（仅举例），浪费地址位数。
• 译码片选法：通过译码器译码，n 根地址线就能选中 2^n 个存储芯片。

七、外存

磁盘

• 组成：磁盘驱动器、磁盘控制器、盘片
• 磁盘地址：驱动器号 + 柱面号 + 盘面号 + 扇区号

记录密度

• 道密度：沿磁盘径向单位长度上磁道的数目
• 位密度：磁道单位长度能够记录的二进制位数
• 面密度：道密度与位密度的乘积

格式化与非格式化：格式化存储容量小于非格式化存储容量。非格式化容量上限即磁盘所有可利用的磁化单元总数；格式化按一定格式存储数据，会造成浪费，但便于管理。

平均读取时间：寻道时间 + 旋转延迟时间 + 传输时间

• 寻道时间：找到对应磁道的平均用时
• 旋转延迟时间：磁头找到目标扇区所用时间
• 传输时间：读取的数据运输到目的地所需时间

数据传输率：设数据传输率为 D，磁盘转速为 r 转/秒，磁道容量为 N，则

$$D=rN$$

磁盘阵列（RAID，独立冗余磁盘阵列）

SSD 固态硬盘

组成：闪存芯片 + 闪存翻译层。闪存翻译层不仅把 CPU 对逻辑地址块的读写请求翻译成对物理硬件的访问指令，还可通过平均磨损延长 SSD 使用期限。

SSD 包含若干闪存芯片，每个芯片包含若干块，每块包含若干页。若对已含数据的某一页修改，必须先缓存这一块的内容到新的块才能修改；写入也类似，若想向某一页写入，必须先擦掉整个块，再一页一页写入这个块。

八、Cache

映射方式

替换算法

• RAND 随机替换：随机替换 Cache 行
• FIFO 先进先出：把最早进入 Cache 的行替换掉
• LRU 近期最少使用：把近期最少使用的 Cache 行替换掉

读操作

CPU 读取某数据，先到 Cache 找：

• 命中：把访问地址改成 Cache 地址；
• 未命中：从主存找出结果写入 Cache；若 Cache 满，按某种替换算法更新（一般用 LRU）。

Cache 一般设有 3 级。

写操作

CPU 写入某数据（以下默认 Cache 写命中）：先修改 Cache 内容，再修改主存。

• 全写法：改了 Cache 就一起改主存
• 回写法：等该 Cache 块被替换出去时再更新主存。具体做法是设置标志位记录是否改动过，改过则在被替换时更新主存

写未命中

• 写分配法：把主存中的块写入 Cache，再在 Cache 中更新（与回写法配合）送回主存
• 非写分配法：直接修改主存内容，不用 Cache（与全写法匹配）

九、虚拟内存

将主存或外存的地址空间统一编址，形成虚地址空间，其中地址称为虚拟地址（逻辑地址），硬件中的地址称为实地址（物理地址）。

通过辅助硬件判定虚、实地址的映射关系：

• 若虚地址对应内容在主存 → CPU 直接访问主存；
• 否则先把辅存中的内容搬运到主存，CPU 再访问；主存满时也采用替换算法（同 Cache 部分）。

虚拟存储采用全相联映射和回写法，类 Cache 机制，缓存高频使用的内容。

为什么采用回写法？

虚拟存储系统对应的不是高速的 Cache 而是低速的外存，读写速度比较慢，应尽量减少读写操作，所以采用回写法。

页式虚拟存储

页表（放在主存中）用一个逻辑表格维护信息：

• 有效位（装入位）：是否在主存中
• 脏位（修改位）：标识是否修改
• 引用位（使用位）：表示是否使用过，以便进行替换

CPU 访问流程：

• 有效位为 1：页表内存放的是主存的物理页号；虚拟地址 = 虚拟页号 + 页内地址，这个页内地址就是真实的主存页内地址，把物理页号与页内地址拼接即为物理地址。
• 有效位为 0：先检查请求是否合理；合理则看有没有空页框（主存块），有就用空页框，没有就用替换算法选一个牺牲页；若牺牲页脏位为 1，还要更新外存内容。

快表 TLB

TLB 存储经常使用的虚页表项，TLB 标记用于表示这一条表项取自哪个虚页号对应的页表项。思想类似 Cache，把高频使用的内容暂存并实时更新。

段式虚拟存储

段式存储以段为单位存储。段表存储的信息包含段首址、装入位、段长：这里装入位含义同页式；段表只记录段首地址和段长度，便于管理修改，但一个段不一定紧挨着下一个段，会产生外部碎片造成浪费。

十、存取时间与存储周期

• 存取时间：完成一次存/取所需的时间，分为读出时间和写入时间；计时起点都是存储器收到有效地址的时刻，结束时间分别是数据稳定输出的时刻和数据被完全写入的时刻。
• 存储周期：进行两次独立存取操作的最小时间间隔，= 存取时间 + 恢复时间（恢复时间是两次访问之间器件复原所需时间，与数据总线传输无关）。
• 例：DRAM 靠电容电量表示信息，必须不停扫描刷新，一次存取操作之后可能要刷新，存在恢复时间；恢复时间越长，连续访问效率越低。