cache与MMU与总线仲裁
为了以合理的价格，设计容量和速度满足计算机系统的需求，计算机体系结构设计者设计出了存储器的层次结构。
“Cache-主存”和“主存—辅存”是最常见的两种层次结构。
常见的集中cache hierarchy的size与access time：
计算机运行的任何时刻都存在多个进程，每个进程都有自己的地址空间。如果为每个进程分配全部的地址空间，那系统的开销太大，而且很多进程也只是使用该地址空间内的一小部分。
虚拟存储器一种存储器共享技术，把物理内存的一部分拿出来让很多进程共享。且有一套保护机制，保证一个进程只能访问自己的内存块。虚拟存储技术也可以减少程序启动时间，
因为程序启动前没必要将所有代码和数据都加载入内存。
虚拟存储器的特点：
1) 多个进程共享主存空间，主存空间以页/段为单位，分配给个进程。
2) 自动的对存储系统进行管理，减轻了程序员负担。(不用担心空间越界的问题)。
3) 动态加载，程序可以在需要的时候方便的载入主存的任何一个位置。
分段，以程序的逻辑意义进行划分，分为代码段，数据段，堆栈段等。
分页，以虚拟存储器的空间来进行划分，4k~64k
MMU完成虚拟内存地址到物理地址的转换，虚拟存储器的必要部件。
在多处理器，为了支持多用户多任务的操作系统，必须支持虚拟存储器。
MMU的地址映射是分级操作的，每一级的表项都指向下一级页表的地址，最后一级上的每一行叫做地址变换条目，来完成映射。
每一行的地址变换条目中都包含一些控制位和访问权限等信息(如是否cache等信息)，但是每次从几级页表中读取地址变换条目会有点慢，
所以存在一种快速变换列表(TLB)，每次的地址映射先从TLB中查找变换条目，cache miss也会产生加载动作。
只有在访问存储器时，才会有地址映射的变换。在普通的CPU读写操作中，一般都是在cache中完成的。
MMU一般放在CPU和Cache旁边的，只在读写cache miss的情况下，才会启用MMU
Cache是按块进行管理的，Cache和主存被分割成大小相同的块，信息以块为单位调入Cache，CPU访问内存分为两部分，块地址和块内地址。
由于主存的容量远大于Cache的大小，所以说数据从主存到Cache存在一个映射问题。
1) 全相联映射(full associative)，主存中的任何一块都可以放在Cache的任何一个位置。主存映射灵活但是CPU的检索会比较慢。
2) 直接映像(direct mapped)，主存中的一个块只能放在Cache中的唯一的位置。主存的第i块，Cache的第j块，则j=I mod(M)，M为Cache块数
3) 组相连映像(set associative)，主存中的每一块都可以被放置到Cache中的唯一的一个组的任何位置。直接映像和全相连映像的折中。
Cache中有一个目录表，该表中包含的项数与Cache中的相同，每一项对应Cache中的一个块，记录了该主存块的高位部分(tag)。每一组中，主存块可以由其tag唯一的来确定。
Cache的更新情况：
1) Read cache miss时，需要从主存中奖数据读出。
2) CPU需要将数据写入Cache。其中的写策略有：write-through，不仅将数据写入Cache，同时写入主存中。
Write-back，只将数据写入Cache，在发生Cache替换的时候，才写入主存。
在读写都miss的情况下，还有read alloacted和write allocated策略。
Cache替换方法：
1) 随机法，不考虑程序局部性，效率较低。
2) 先进先出法，有点容易实现，但是反应不了程序局部性。
3) 最近最少使用方法(LRU)，实现较困难，但是可以反映程序局部性。
在集中式的共享存储器体系结构中，每个处理器都有自己的高速缓存，所以cache中的数据，存在一致性问题。具体可以分为两个方面：
1) 高速缓存一致性(coherence)，定义了读操作可以返回怎样的值。
2) 存储器一致性(consistency)，定义了写入的数据，何时进行读操作。
解决cache一致性问题的方案：
基于总线监听(Bus Snooping)的MESI方案，对cache的访问以cache line为单位，一个cache line通常为32/64字节，MESI给每个cache line定义一个一致性状态：原理简单，易于实现，软件透明
[M]：Modified状态，表示该cache line中数据经过修改，是系统中唯一正确的数据，其他处理器cache全部失效，读操作直接由本处理器cache提供数据，
(同一数据在各个Cache中，只可能有一个Cache中的状态是[M])
[E]: Exclusive状态，该cache line是系统中唯一与主存一致的数据，其他处理器cache全部失效，对数据的读操作，可以由主存/cache提供，写操作，状态从[E]改为[M]。
[S]：Shared状态，该处理器的cache与其他处理器的cache处于共享状态，可以直接cache read，但是写操作，应该是write-through，状态改为[E]。
[I]：处于该状态的Cache行无效，对处于[I]状态的数据进行读操作，会发生cache miss。
MESI状态除了受本地处理器存储操作的影响外，共享总线上的其他处理器的读写操作也会改变共享数据的性质，改变本地Cache的MESI状态。
本地处理器的读写操作对MESI状态的影响：
读命中时，Cache line的状态只能是[M],[E],[S]的，直接由cache提供数据。
读不命中时，数据不在cache或者cache line状态是[I]，总之是要访问存储器，首先，查询Cache 目录表，某个Cache中处于[M]状态，则更新主存，再从主存中读取数据，
更新状态为[S]，如果本身cache line状态是[I]，更新状态为[S]。
写命中，处于[M],[E],[I]的Cache line，直接更新本地Cache，处于[S]状态的Cache line，修改主存，更新Cache line状态为[E]
写不命中，更新主存，Cache line各行不变。
其他处理器对MESI状态的影响：
当在其他Cache中发现，处于[M]状态的Cache line时，表示主存中的数据已经”失效”，监听模块将暂时占用总线将[M]中的Cache数据写入主存中，
此次的总线使用权不经过总线仲裁，回写完毕后，直接将总线使用权交给主模块。同时将监听模块的Cache line的专题改为[S]
如果监听命中了处于[E],[S]的Cache line，直接将更新该处理器的Cache line，并将状态改为[S]
如果主模块出现了写存储器操作，则监听模块将所有监听命中的Cache line改为[I]状态。
监听Cache协议存在一定的局限性，它只适用于由总线互联的多处理器系统，受总线带宽和Cache本身工作效率的影响，这种系统所接的处理器数目不能太多，一般在10个左右。
在互联网络型多处理器系统中，Cache一致性不是向所有的Cache广播，而是通过查找目录表，可以知道某共享数据块副本所在的所有的Cache，
直接向这些cache发出一致性命令，克服了对处理器数目过低的限制。
Tang实现方法：允许未经修改的数据存在多个Cache中，但是经过修改的数据块只能存在一个Cache中。Cache内的每一个Line都带有一个修改位。
各个Cache的全部修改位，集中记录在主存的一个集中式目录表中。
写命中时，如果该Cache line的修改位已经有效，则直接写入。否则修改集中目录表中记录，并作废其他Cache中的副本。
写不命中时，首先搜索集中式目录表，若另一Cache中有修改过的Cache line，直接写入主存，再从主存中，write allocate。
若另一Cache中没有修改过的Cache line，副本全部作废后，由write through和write back来确定接下来是先写入Cache还是直接写入主存。
由cache coherence带来的主存的读写，与write through/write back这样策略独立。
两种解决cache coherence的方案：
1)处理器写数据项之前，保证该处理器的独占访问；
2)写入数据时，更新该数据的所有副本。
总线监听法和目录法都可以实现这两种策略。(这两种方法的本质区别不是很明白)
MMU与Cache和CPU之间的位置关系。
如果MMU在Cache和CPU之间，那每次的Cache操作都必须先经过虚实地址的转变；降低了cache的效率，Cache中存放物理tag
如果MMU在Cache和BUS之间，Cache中存放虚拟tag，在miss的情况下，需要到MMU进行addr transfer。
http://www.cnblogs.com/-9-8/p/5921052.html
由于virtual address与physical address不是一个对应的关系，所以：
在Cache中同时存放物理tag和虚拟tag，MMU放在旁路，Cache可以正常的读操作，写操作，以及总线的snooping操作，只有在
读写失效的情况下，启用MMU单元。这样解决了虚拟存储器和bus snnoping的问题。称为双TAG的数据CACHE
