ARMv7-A 处理器窥探 —— Cache
ARMv7-A Cache Architecture
cache以地址来进行查找 Cache 的，那么我们到底是用虚拟地址还是物理地址呢？三种方式：
1、早期的 ARM 处理器，如 ARM720T 或 ARM926EJ-S 处理器使用虚拟地址提供 Index 和 Tag。 这有一个优点，即 CPU 不需要虚拟到物理地址转换就可以进行缓存查找。 缺点是，每当进行进程切换（虚拟地址映射表发生改变），Cache 中的虚拟地址就不能再用了，导致性能下降，现在这种方式已经淘汰。
2、使用物理地址来查找 Cache（我们叫它 PIPT），那么这么做很明显解决了第一种的缺点（因为是以物理地址进行 Cache 的，不管映射表怎么变，物理地址不会变）。但是由引入了一个缺点：每次进行查表的时候，都需要到MMU去进行地址转换，这样增加了查找cache需要的时间，效率明显没有采用虚拟地址的高。注：这种方法，依赖MMU，即MMU关闭，Cache 就必须关闭；
3、是第 1 种和第 2 种的折中处理，将这个查找过程分为两步，Tag 用物理地址表示，Index 用虚拟地址的，我们叫它 VIPT（Virtually Indexed, Physically Tagged）。那么怎么实现呢？首先，由于 Cache 控制器和 MMU 是两个独立模块，因此通过 MMU 去查找 Tag 和通过 Index 去 Cache 查找 Way 是相互独立的即可以同时运行。即当用 Index 去 Cache 查找 Set（上面有解释，即 Index 相同，但处于不同 Way 的一组集合）的同时也在用虚拟地址去 MMU 找物理地址的 Tag，当从cache找到一组set（line[way]）的时候（因为只提供了index，因此cache control不知道到底是哪个way，所以返回每个包含index的way），此时MMU中也查到了物理tag，然后再用该物理tag去匹配返回的set，最后获取到对应的 cache line。常用CPU情况如下。
可能到这里有人会问了，混合使用物理地址和虚拟地址不会有问题吗？毕竟虚拟地址在进程发生变动的时候是会不断变化的。理论上是不会有问题的，为什么呢？我们知道我们的虚拟映射表了，我们的映射表一般是以4K为一个page，即4k对齐，不管虚拟地址怎么发生变化，一个page内的偏移是不变的。要寻址一个4k大小我们需要[11:0]共12个bit来提供支持，即在MMU当中，虚拟地址的低12位和物理地址的低12位是相同的。假如我们用的是一个16kb大小，含有4个way，每个line 32bytes的cache，那么通过计算[4:0]用于cache的offset定位，[11:5]则用于cache的index定位。如上所说，虚拟地址和物理地址的[11:0]是相同的，因此index用虚拟地址就不会有影响。但是话又说回来，如果我们的cache大小超过了16k，假如为32kb呢？那么我们以32KB，含有4个way，每个line 32bytes的cache来说，[4:0]用于offset定位，[12:5]用于index定位，那么问题来了，由于虚拟地址和物理地址仅仅是[11:0]相同，那么第13位在发生切换后，就可能会出现0/1两个值，意味着一个物理地址可能会同时占用2个cache line，即两个副本， 这样就会容易引发cache一致性的问题。针对于这种cache alias问题，目前的方案是由操作系统来保证，对于同一物理地址在不同进程空间的虚拟地址，他们的虚拟地址的差一定是cache way大小的整数倍，也就是说他们的第13位一定是相同的。同时已经有些cpu厂商在开发监视模块，试图在硬件层面解决类似的同步问题。同理对于64kb的cache也采用同样的方法。
ARMv7-A Cache policies
在 Cache 操作策略中可以做出许多不同的选择。
没有读策略是因为，读都是先读 cache，失效再读主存。
Allocation Policy（分配策略）
分配策略是指什么情况需要为数据分配cache line。当处理器内核对cache发起读写访问时，如果该访问的请求数据不在cache中时，cache控制器必须决定是否要将数据linefill到cache中，并将相应的tag也linefill到cache中 。
读分配：CPU读数据时。只有当读取的时候，发现cache miss，才从cache中申请一个line去缓存该数据。写的时候，不申请，直接写入主存，例如对某一页内存进行初始化操作（全部写0），此时就没必要将对应数据写入cache中。
读写分配：写和读时，只要访问时，不管读或者写，发生了cache miss都去申请一个cache line。该分配策略通常与处理器内核write-back写策略配合使用，首先将主存中的数据加载到cache line中（变成命中），然后更新cache line的数据/主存的数据。
Replacement Policy（替换策略）
组相联cache中，所有的way都已经有填充数据了，miss时决定替换掉哪一个way的cacheline。
基于前面提到的分配策略，当cache未命中时，cache控制器必须为该数据分配一个cacheline。被选择的cacheline就是victim。如果victim包含有效的dirty数据，则必须先将该cacheline的内容写入主存，然后才能将新数据linefill到victim cacheline。整个替换的过程称为eviction。
替换策略控制着victim选择的过程，从备选的cache line中选择哪个cache line的策略。
Round-robin替换策略：会有一个victim counter，然后进行周期循环，选择相应的cache line，重点是实现公平性 。
Pseudo-random替换策略：随机选择一个cacheline进行替换。
Least Recently Used（LRU）替换策略：选择最近最少使用的被替换
Write Policy（写策略）
Write-Back 模式：写数据时，只向 Cache 写入数据，并标记 Cache 为 Dirty，不写入主存的或者只有当cache被替换时或清理cache行时才写入主存
Write-Through 模式：写数据时，Cache 和主存都要写一份；
