【组成原理-存储】Cache 和页式虚拟存储器
1 高速缓冲存储器（Cache）
1.1 组相联映射
将 Cache 分为 Q 个大小相等的组，每组有 r 个 Cache行，称为 r 路组相联。
Cache 组号 = 主存块号 mod Cache 组数 (Q)
例 1（按字节编址）
【假设】
- 某计算机的主存地址空间为 256MB，按字节编址（1B），则有 256MB/1B = 256M = 228 个存储单元，地址位数为 28
- 一个主存块大小为 64B（即 Cache 行长为 64B），则一个主存块的存储单元个数为 64B/1B = 64
- Cache 有 16 行，又已知 Cache 行长为 64B，二路组相联（即 2 行/组 或 2 块/组），一共 16/2=8 组
【解答】
- 主存的物理地址的结构：
Cache 一共 23 = 8 组，所以组号占 3 位；主存块（行长）存储单元个数为 26 = 64，所以块内地址占 6 位；因此标记占 28-3-6=19 位。
| 标记 | 组号 | 块内地址 |
|---|---|---|
| 19b | 3b | 6b |
- Cache 地址的结构：
Cache 的存储单元个数为 64B * 16 / 1B = 1024 = 210，所以 Cache 地址一共 10 位；Cache 一共 23 = 8 组，所以组号占 3 位；每组有两行，所以行号（块号）占 1 位；块内地址占 6 位。
| 组号 | 行号 | 块内地址 |
|---|---|---|
| 3b | 1b | 6b |
- Cache 结构（组号、行号不是 Cache 的组成部分）：
| （组号） | （行号） | 有效位 | 标记位（Tag） | 数据（行长） |
|---|---|---|---|---|
| （0） | （0） | 1b | 19b | 64B |
| （0） | （1） | 1b | 19b | 64B |
| （1） | （2） | 1b | 19b | 64B |
| （1） | （3） | 1b | 19b | 64B |
| （...） | （...） | ... | ... | ... |
| （...） | （...） | ... | ... | ... |
| （7） | （14） | 1b | 19b | 64B |
| （7） | （15） | 1b | 19b | 64B |
- Cache 行位数 = 标记阵列位数 + Cache 行长 = 1 + 19 + 64 * 8 = 532
- Cache 总位数 = Cache 总行数 * Cache 行位数 = 16 * (1 + 19 + 64 * 8) b = 8512b
【注】Cache 总容量指的是 Cache 的存储容量，不包括标记阵列（标记位、有效位、脏位等），不要与 Cache 总位数搞混！比如某个 Cache 总容量为 64KB，指的是 Cache 存储容量为 64KB，若再加条件：Cache 行长（即主存块大小）为 128B，则该 Cache 总行数为 64KB/128B = 512 行。
例 2（按字编址）
【假设】
- 某计算机的主存地址空间为 256MB，按字编址（4B），则有 256MB/4B = 64M = 226 个存储单元，地址位数为 26
- 一个主存块大小为 64B（即 Cache 行长为 64B），则一个主存块的存储单元个数为 64B/4B = 16
- Cache 有 16 行，又已知 Cache 行长为 64B，二路组相联，一共 16/2=8 组
【解答】
- 主存的物理地址的结构：
Cache 一共 23 = 8 组，所以组号占 3 位；主存块（行长）存储单元个数为 24 = 16，所以块内地址占 4 位；因此标记占 26-3-4=19 位。
| 标记 | 组号 | 块内地址 |
|---|---|---|
| 19b | 3b | 4b |
- Cache 地址的结构：
Cache 的存储单元个数为 64B * 16 / 4B = 256 = 28，所以 Cache 地址一共 8 位；Cache 一共 23 = 8 组，所以组号占 3 位；每组有两行，所以行号（块号）占 1 位；块内地址占 4 位。
| 组号 | 行号 | 块内地址 |
|---|---|---|
| 3b | 1b | 4b |
- Cache 结构（组号、行号不是 Cache 的组成部分）：
| （组号） | （行号） | 有效位 | 标记位（Tag） | 数据（行长） |
|---|---|---|---|---|
| （0） | （0） | 1b | 19b | 64B |
| （0） | （1） | 1b | 19b | 64B |
| （1） | （2） | 1b | 19b | 64B |
| （1） | （3） | 1b | 19b | 64B |
| （...） | （...） | ... | ... | ... |
| （...） | （...） | ... | ... | ... |
| （7） | （14） | 1b | 19b | 64B |
| （7） | （15） | 1b | 19b | 64B |
- Cache 行位数 = 标记阵列位数 + Cache 行长 = 1 + 19 + 64 * 8 = 532
- Cache 总位数 = Cache 总行数 * Cache 行位数 = 16 * (1 + 19 + 64 * 8) b = 8512b
例 3（按字节编址，考虑 LRU 算法、回写策略）
【假设】
- 某计算机的主存地址空间为 256MB，按字节编址（1B），则有 256MB/1B = 256M = 228 个存储单元，地址位数为 28
- 一个主存块大小为 16B（即 Cache 行长为 16B），则一个主存块的存储单元个数为 16B/1B = 16
- Cache 有 64 行，又已知 Cache 行长为 16B，四路组相联，一共 64/4=16 组
- 考虑 LRU 算法、回写策略（LRU 位的位数与 Cache 组大小有关，2 路时有一位，4 路时有两位）
【解答】
- 主存的物理地址的结构：
Cache 一共 24 = 16 组，所以组号占 4 位；主存块（行长）存储单元个数为 24 = 16，所以块内地址占 4 位；因此标记占 28-4-4=20 位。
| 标记 | 组号 | 块内地址 |
|---|---|---|
| 20b | 4b | 4b |
- Cache 地址的结构：
Cache 的存储单元个数为 64B * 16 / 1B = 1024 = 210，所以 Cache 地址一共 10 位；Cache 一共 24 = 16 组，所以组号占 4 位；每组有四行，所以行号（块号）占 2 位；块内地址占 4 位。
| 组号 | 行号 | 块内地址 |
|---|---|---|
| 4b | 2b | 4b |
- Cache 结构（组号、行号不是 Cache 的组成部分）：
考虑 LRU 算法，因为是四路组相联，22 = 4，所以替换控制位占 2 位；考虑回写策略，所以脏位占 1 位。（注意：如果题目中没有要求考虑，则不需要加这些东西）
| （组号） | （行号） | 有效位 | 替换控制位 | 脏位 | 标记位（Tag） | 数据（行长） |
|---|---|---|---|---|---|---|
| （0） | （0） | 1b | 2b | 1b | 20b | 16B |
| （0） | （1） | 1b | 2b | 1b | 20b | 16B |
| （0） | （2） | 1b | 2b | 1b | 20b | 16B |
| （0） | （3） | 1b | 2b | 1b | 20b | 16B |
| （1） | （4） | 1b | 2b | 1b | 20b | 16B |
| （1） | （5） | 1b | 2b | 1b | 20b | 16B |
| （1） | （6） | 1b | 2b | 1b | 20b | 16B |
| （1） | （7） | 1b | 2b | 1b | 20b | 16B |
| （...） | （...） | ... | ... | ... | ||
| （...） | （...） | ... | ... | ... | ||
| （15） | （62） | 1b | 2b | 1b | 20b | 16B |
| （15） | （63） | 1b | 2b | 1b | 20b | 16B |
- Cache 行位数 = 标记阵列位数 + Cache 行长 = 1 + 2 + 1 + 20 + 16 * 8 = 152
- Cache 总位数 = Cache 总行数 * Cache 行位数 = 64 * (1 + 2 + 1 + 20 + 16 * 8) b = 9728b
1.2 全相联映射
当 Q=1 时变为全相联映射，即整个 Cache 都是一个组。
例 4（按字节编址）
【假设】
- 某计算机的主存地址空间为 256MB，按字节编址（1B），则有 256MB/1B = 256M = 228 个存储单元，地址位数为 28
- 一个主存块大小为 64B（即 Cache 行长为 64B），则一个主存块的存储单元个数为 64B/1B = 64
- Cache 有 16 行，又已知 Cache 行长为 64B
【解答】
- 主存的物理地址的结构：
主存块（行长）存储单元个数为 26 = 64，所以块内地址占 6 位；因此标记占 28-6=22 位。
| 标记 | 组号 | 块内地址 |
|---|---|---|
| 22b | 0b | 6b |
- Cache 地址的结构：
Cache 的存储单元个数为 64B * 16 / 1B = 1024 = 210，所以 Cache 地址一共 10 位；Cache 有 16 行，因此块号占 4 位；块内地址占 6 位。
| 行号 | 块内地址 |
|---|---|
| 4b | 6b |
- Cache 结构（组号、行号不是 Cache 的组成部分）：
| （组号） | （行号） | 有效位 | 标记位（Tag） | 数据（行长） |
|---|---|---|---|---|
| （0） | （0） | 1b | 22b | 64B |
| （0） | （1） | 1b | 22b | 64B |
| （0） | （2） | 1b | 22b | 64B |
| （0） | （3） | 1b | 22b | 64B |
| （...） | （...） | ... | ... | ... |
| （...） | （...） | ... | ... | ... |
| （0） | （14） | 1b | 22b | 64B |
| （0） | （15） | 1b | 22b | 64B |
- Cache 行位数 = 标记阵列位数 + Cache 行长 = 1 + 22 + 64 * 8 = 279
- Cache 总位数 = Cache 总行数 * Cache 行位数 = 16 * (1 + 22 + 64 * 8) b = 4464b
例 5（按字编址）
【假设】
- 某计算机的主存地址空间为 256MB，按字编址（4B），则有 256MB/4B = 64M = 226 个存储单元，地址位数为 26
- 一个主存块大小为 64B（即 Cache 行长为 64B），则一个主存块的存储单元个数为 64B/4B = 16
- Cache 有 16 行，又已知 Cache 行长为 64B
【解答】
- 主存的物理地址的结构：
主存块（行长）存储单元个数为 24 = 16，所以块内地址占 4 位；因此标记占 28-4=24 位。
| 标记 | 组号 | 块内地址 |
|---|---|---|
| 24b | 0b | 4b |
- Cache 地址的结构：
Cache 的存储单元个数为 64B * 16 / 4B = 256 = 28，所以 Cache 地址一共 8 位；Cache 有 16 行，因此块号占 4 位；块内地址占 4 位。
| 行号 | 块内地址 |
|---|---|
| 4b | 4b |
- Cache 结构（组号、行号不是 Cache 的组成部分）：
| （组号） | （行号） | 有效位 | 标记位（Tag） | 数据（行长） |
|---|---|---|---|---|
| （0） | （0） | 1b | 24b | 64B |
| （0） | （1） | 1b | 24b | 64B |
| （0） | （2） | 1b | 24b | 64B |
| （0） | （3） | 1b | 24b | 64B |
| （...） | （...） | ... | ... | ... |
| （...） | （...） | ... | ... | ... |
| （0） | （14） | 1b | 24b | 64B |
| （0） | （15） | 1b | 24b | 64B |
- Cache 行位数 = 标记阵列位数 + Cache 行长 = 1 + 24 + 64 * 8 = 281
- Cache 总位数 = Cache 总行数 * Cache 行位数 = 16 * (1 + 24 + 64 * 8) b = 4496b
1.3 直接映射
当 r=1 时变为直接映射，即每行 Cache 都是一个组。
Cache 组号 = 主存块号 mod Cache 总行数
例 6（按字节编址）
【假设】
- 某计算机的主存地址空间为 256MB，按字节编址（1B），则有 256MB/1B = 256M = 228 个存储单元，地址位数为 28
- 一个主存块大小为 64B（即 Cache 行长为 64B），则一个主存块的存储单元个数为 64B/1B = 64
- Cache 有 16 行，又已知 Cache 行长为 64B
【解答】
- 主存的物理地址的结构：
Cache 一共 24 = 16 行，所以行号占 4 位；主存块（行长）存储单元个数为 26 = 64，所以块内地址占 6 位；因此标记占 28-4-6=18 位。
| 标记 | 行号（组号） | 块内地址 |
|---|---|---|
| 18b | 4b | 6b |
- Cache 地址的结构：
Cache 的存储单元个数为 64B * 16 / 1B = 1024 = 210，所以 Cache 地址一共 10 位；Cache 有 16 行，因此块号占 4 位；块内地址占 6 位。
| 行号 | 块内地址 |
|---|---|
| 4b | 6b |
- Cache 结构（组号、行号不是 Cache 的组成部分）：
| （组号） | （行号） | 有效位 | 标记位（Tag） | 数据（行长） |
|---|---|---|---|---|
| （0） | （0） | 1b | 18b | 64B |
| （1） | （1） | 1b | 18b | 64B |
| （2） | （2） | 1b | 18b | 64B |
| （3） | （3） | 1b | 18b | 64B |
| （...） | （...） | ... | ... | ... |
| （...） | （...） | ... | ... | ... |
| （14） | （14） | 1b | 18b | 64B |
| （15） | （15） | 1b | 18b | 64B |
- Cache 行位数 = 标记阵列位数 + Cache 行长 = 1 + 18 + 64 * 8 = 275
- Cache 总位数 = Cache 总行数 * Cache 行位数 = 16 * (1 + 18 + 64 * 8) b = 4400b
1.4 Cache 命中率的计算
【例 7】有如下 C 语言程序段：
for (k=0; k<1000; k++)
a[k] = a[k] + 32;
若数组 a 和变量 k 均为 int 型，int 型数据占 4B，数据 Cache 采用直接映射方式，数据区大小是 1KB，块大小是 16B，该程序段执行前 Cache 为空，则该程序段执行过程中，访问数组 a 的 Cache 的缺失率是（ ）
A. 1.25%
B. 2.5%
C. 12.5%
D. 25%
【解】一个块可以存储 16B / 4B = 4 个 int 型数据，读 4 次、写 4 次，一共访问 8 次，其中第一次未命中，其他 7 次命中。因此 Cache 缺失率为 1 / 8 = 12.5%，选 C。
本题中，Cache 数据区一共有 1KB / 16B = 64 个块，而数组 a 占用 1000 * 4B / 16B = 250 个块，数组 a 占用的块数显然比 Cache 的多，然而本题无需考虑这些因素。这是因为 CPU 将数组 a 的每一个主存块调入 Cache 进行连续访问后，程序后面没有再进行访问，降低了思考和计算难度。
【例 8】数据 Cache 有 8 行，每行大小为 64B。int 型数据用 32 位补码表示。请问程序 A 和程序 B 的命中率是多少？
程序 A：
int a[256][256];
...
int sum_array1 (){
int i, j, sum = 0;
for (i=0; i<256; i++)
for (j=0; j<256; j++)
sum += a[i][j];
return sum;
}
程序 B：
int a[256][256];
...
int sum_array2 (){
int i, j, sum = 0;
for (j=0; i<256; i++)
for (i=0; j<256; j++)
sum += a[i][j];
return sum;
}
【解】对于程序 A，一个块可以存储 64B / 4B = 16 个 int 型数据，读 16 次，其中第一次未命中，其他 15 次命中。因此 Cache 缺失率为 15 / 16 = 93.75%。
本题中，Cache 数据区一共有 8 个块，而数组 a 占用 256 * 256 * 4B / 64B = 4096 个块，数组 a 占用的块数显然比 Cache 的多，然而本题无需考虑这些因素。这是因为 CPU 将数组 a 的每一个主存块调入 Cache 进行连续访问后，程序后面没有再进行访问，降低了思考和计算难度。
对于程序 B，数组 a 一行占用 256 * 4B / 64B = 16 个块，大于 Cache 数据区的 8 个块，因此在访问完 a[0][0]、a[1][0]、···、a[7][0] 并依次调入这 8 个块到 Cache 后，访问到 a[8][0] 时，必须将 Cache 中的一个块替换掉。所以程序 B 没有一个命中，命中率为 0。
【例 9】某程序运行于一个由 L1、L2 两级 Cache 以及主存组成的存储系统，L1 Cache 和 L2 Cache 的命中率分别为 50% 和 80%，则整个存储系统 Cache 的命中率是（ ）
A. 65%
B. 80%
C. 90%
D. 95%
【答案】C
【解法一】整个存储系统由两级 Cache 组成，则按照概率论的知识，可以分析出命中的情况有三种：
- L1 Cache 命中、L2 Cache 命中：50% x 80% = 40%
- L1 Cache 命中、L2 Cache 不命中：50% x (1-80%) = 10%
- L1 Cache 不命中、L2 Cache 命中：(1-50%) x 80% = 40%
所以命中率为 40% + 10% + 40% = 90%。
【解法二】逆向思考，先计算不命中的概率：
- L1 Cache 不命中、L2 Cache 不命中：(1-50%) x (1-80%) = 10%
所以命中率为 1 - 10% = 90%。
2 页式虚拟存储器
2.1 页表
假设虚拟地址空间为 32 位，一页为 4KB，物理地址空间为 28 位，则：
- 虚拟地址的结构（一共 220 页）：
| 虚页号 | 页内地址 |
|---|---|
| 20b | 12b |
- 页表结构（虚页号不属于页表结构）：
| （虚页号） | 有效位 | 物理页号（页框号） |
|---|---|---|
| （0） | 1b | 16b |
| （1） | 1b | 16b |
| （2） | 1b | 16b |
| （3） | 1b | 16b |
- 得到的物理地址结构：
| 物理页号 | 页内地址 |
|---|---|
| 16b | 12b |
2.2 快表（TLB）
2.2.1 组相联 TLB
【假设】
- 主存空间大小为 256MB，按字节编址，则物理地址位数为 28 位
- 虚拟地址空间大小为 4GB，页面大小为 4KB，则地址位数为 32 位，有 4GB/4KB = 220 页，所以虚拟地址的虚页号占高 20 位，虚拟地址的页内地址占低 12 位；物理地址的页内地址也占低 12 位，因而物理地址的页号占高 16 位
- TLB 为二路组相联，一共四组，22=4，则虚页号中组号还要占低 2 位
【则有】
- （4GB）虚拟地址的结构：
| 虚页号（标记） | 组号 | 页内地址 |
|---|---|---|
| 18b | 2b | 12b |
- 二路组相联 TLB 结构（组号、行号不是 TLB 的组成部分）：
| （组号） | （行号） | 有效位 | 标记（Tag） | 物理页号（页框号） |
|---|---|---|---|---|
| （0） | （0） | 1b | 18b | 16b |
| （0） | （1） | 1b | 18b | 16b |
| （1） | （2） | 1b | 18b | 16b |
| （1） | （3） | 1b | 18b | 16b |
| （2） | （4） | 1b | 18b | 16b |
| （2） | （5） | 1b | 18b | 16b |
| （3） | （6） | 1b | 18b | 16b |
| （3） | （7） | 1b | 18b | 16b |
- （256MB）得到的物理地址的结构：
| 物理页号 | 页内地址 |
|---|---|
| 16b | 12b |
2.2.2 全相联 TLB
【假设】
- 主存空间大小为 256MB，按字节编址，则物理地址位数为 28 位
- 虚拟地址空间大小为 4GB，页面大小为 4KB，则地址位数为 32 位，有 4GB/4KB = 220 页，所以虚拟地址的虚页号占高 20 位，虚拟地址的页内地址占低 12 位；物理地址的页内地址也占低 12 位，因而物理地址的页号占高 16 位
- TLB 为全相联，共 8 行
【则有】
- （4GB）虚拟地址的结构：
| 虚页号（标记） | 组号 | 页内地址 |
|---|---|---|
| 20b | 0b | 12b |
- 四路组相联 TLB 结构（组号、行号不是 TLB 的组成部分）：
| （组号） | （行号） | 有效位 | 标记（Tag） | 物理页号（页框号） |
|---|---|---|---|---|
| （0） | （0） | 1b | 20b | 16b |
| （0） | （1） | 1b | 20b | 16b |
| （0） | （2） | 1b | 20b | 16b |
| （0） | （3） | 1b | 20b | 16b |
| （0） | （4） | 1b | 20b | 16b |
| （0） | （5） | 1b | 20b | 16b |
| （0） | （6） | 1b | 20b | 16b |
| （0） | （7） | 1b | 20b | 16b |
- （256MB）得到的物理地址的结构：
| 物理页号 | 页内地址 |
|---|---|
| 16b | 12b |
2.2.3 直接相联 TLB
【假设】
- 主存空间大小为 256MB，按字节编址，则物理地址位数为 28 位
- 虚拟地址空间大小为 4GB，页面大小为 4KB，则地址位数为 32 位，有 4GB/4KB = 220 页，所以虚拟地址的虚页号占高 20 位，虚拟地址的页内地址占低 12 位；物理地址的页内地址也占低 12 位，因而物理地址的页号占高 16 位
- TLB 为直接相联，共 8 行，23=8，所以虚页号中行号还要占低 3 位
【则有】
- （4GB）虚拟地址的结构：
| 虚页号（标记） | 行号 | 页内地址 |
|---|---|---|
| 17b | 3b | 12b |
- 直接相联 TLB 结构（组号、行号不是 TLB 的组成部分）：
| （组号） | （行号） | 有效位 | 标记（Tag） | 物理页号（页框号） |
|---|---|---|---|---|
| （0） | （0） | 1b | 17b | 16b |
| （1） | （1） | 1b | 17b | 16b |
| （2） | （2） | 1b | 17b | 16b |
| （3） | （3） | 1b | 17b | 16b |
| （4） | （4） | 1b | 17b | 16b |
| （5） | （5） | 1b | 17b | 16b |
| （6） | （6） | 1b | 17b | 16b |
| （7） | （7） | 1b | 17b | 16b |
- （256MB）得到的物理地址的结构：
| 物理页号 | 页内地址 |
|---|---|
| 16b | 12b |
3 LRU 替换算法
3.1 直接映射的 LRU 算法
计数器变化规则：
- 命中时，所命中的行计数器清零，比其低的计数器加 1，其余不变；
- 未命中且有空闲行时，新装入的行的计数器置 0，其余全加 1；
- 未命中且无空闲行时，计数值为 3 的行的信息块被淘汰，新装入的行的块计数器置 0，其余全加 1。
【例】内存容量为 4 个页面，使用 LRU 页面替换算法，考虑以下页面访问顺序：{1, 8, 1, 7, 2, 7, 2, 1, 8, 3, 8, 3, 2, 7}
【解答】（斜体表示命中，加粗表示该页缺失，需要调入和替换）
技巧：无空闲行且需要替换时，从上一次替换的位置开始，从右往左检查页面访问序列，找到第 4 个不同且位于页面的页号，该页号就是要被淘汰的页号。
- 比如访问该序列到第一个页号 3 时，发现该页缺失，于是从 3 开始逆向检查序列 {7, 2, 1, 8}，页号 7 即为第 4 个不同且位于页面的页号，说明是近期最少使用的页面，把它淘汰。
- 比如访问该序列到最后一个页号 7 时，发现该页缺失，于是从 7 开始逆向检查序列 {1, 8, 3, 8, 3, 2}，页号 1 即为第 4 个不同且位于页面的页号，说明是近期最少使用的页面，把它淘汰。
| 顺序 | 1 | 8 | 1 | 7 | 2 | 7 | 2 | 1 | 8 | 3 | 8 | 3 | 2 | 7 |
|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|
| 页#0 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 7 |
| 页#1 | 8 | 8 | 8 | 8 | 8 | 8 | 8 | 8 | 8 | 8 | 8 | 8 | 8 | |
| 页#2 | 7 | 7 | 7 | 7 | 7 | 7 | 3 | 3 | 3 | 3 | 3 | |||
| 页#3 | 2 | 2 | 2 | 2 | 2 | 2 | 2 | 2 | 2 | 2 |
综上，失效次数（未命中次数）为 6 次，命中率为 8/14。
3.2 组相联的 LRU 算法
先计算 Cache 组号 = 主存块号 mod Cache 组数 (Q)，看对应的 Cache 组里面有无命中的行，然后按照以下计数器变化规则处理（注意只处理对应组里面的所有行，其他组不用管）：
- 命中时，所命中的行计数器清零，比其低的计数器加 1，其余不变；
- 未命中且有空闲行时，新装入的行的计数器置 0，其余全加 1；
- 未命中且无空闲行时，计数值为 3 的行的信息块被淘汰，新装入的行的块计数器置 0，其余全加 1。
【例】Cache 采用二路组相联方式，访问主存地址顺序：{0, 4, 8, 2, 0, 6, 8, 6, 4, 8}
【解答 1：蒋本珊第二版】（斜体表示命中，加粗表示该页缺失，需要调入和替换）
技巧：无空闲行且需要替换时，从上一次替换的位置开始，从右往左检查页面访问序列，找到第 4 个不同且位于该组页面的页号，该页号就是要被淘汰的页号。
疑问：按唐朔飞教材上看，Cache组号=主存块号 % Cache组数，那上述主存地址不应该都是映射到第0组Cache中吗？为什么答案中有的地址映射到第1组？
- 主存的 0、1 块对应 Cache 的 0、1 块，也就是 Cache 的第 0 组；
- 主存的 2、3 块对应 Cache 的 2、3 块，也就是 Cache 的第 1 组；
- 以此类推，主存的 4、5、8、9 块就对应 0 组，6、7 块对应 1 组；
- 所以，0、1、4、5、8、9 只能放在 0 组。2、3、6、7 只能放在 1 组。
| 组号 | 顺序 | 0 | 4 | 8 | 2 | 0 | 6 | 8 | 6 | 4 | 8 |
|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|
| 0 | 行#0 | 0 | 0 | 8 | 8 | 8 | 8 | 8 | 8 | 8 | 8 |
| 0 | 行#1 | 4 | 4 | 4 | 0 | 0 | 0 | 0 | 4 | 4 | |
| 1 | 行#2 | 2 | 2 | 2 | 2 | 2 | 2 | 2 | |||
| 1 | 行#3 | 6 | 6 | 6 | 6 | 6 |
命中次数为 3，命中率为 3/10。
【解答 2：唐朔飞第三版】（斜体表示命中，加粗表示该页缺失，需要调入和替换）
- 主存的 0、2、4、6、8 块对应 Cache 的 0、1 块，也就是 Cache 的第 0 组；
- 主存的 1、3、5、7、9 块对应 Cache 的 0、1 块，也就是 Cache 的第 1 组。
| 组号 | 顺序 | 0 | 4 | 8 | 2 | 0 | 6 | 8 | 6 | 4 | 8 |
|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|
| 0 | 行#0 | 0 | 0 | 8 | 8 | 0 | 0 | 8 | 8 | 4 | 4 |
| 0 | 行#1 | 4 | 4 | 2 | 2 | 6 | 6 | 6 | 6 | 8 | |
| 1 | 行#2 | ||||||||||
| 1 | 行#3 |
命中次数为 1，命中率为 1/10。
