A Кэш ЦП - это аппаратный кеш, Использу центральным процессором (CPU) компьютер, чтобы уменьшить средние затраты (время или энергию) на доступ к данным из основной памяти. Кэш - это меньшая, более быстрая память, расположенная ближе к ядру процессора, в котором хранятся копии данных из часто используемых основных памяти ячеек. Большинство процессоров имеют иерархию из уровней кэша (L1, L2, L3, L4 и т. Д.) С отдельными кэшами для инструкций и данных на уровне 1.
Другие типы кешей ( которые не учитываются в «размере кеша» наиболее важных кешей, упомянутых выше), например, буфер преобразования (TLB), который является частью блока управления памятью (MMU), есть у участники процессоров.
При попытке чтения или записи в место в основном процессоре проверяет, есть ли данные из этого места уже в кэше. Если это так, процессор будет читать или записывать в кэш вместо более медленной основной памяти.
Большинство современных настольных и серверных ЦП имеют как минимум три независимых кэша: кэш инструкций для ускорения выборки исполняемых инструкций, кэш для ускорения выбора и хранения данных, а также резервное преобразование (TLB), использование для ускорения преобразования виртуального адреса в физический как для исполняемых инструкций, так и для данных. Один TLB может быть предоставлен для доступа к инструкциям, так и к данным, или может быть предоставлен отдельный TLB данных (ITLB) и TLB данных (DTLB). Кэш данных обычно организован в виде иерархии большего количества уровней кэша (L1, L2 и т.д.; См. Также многоуровневые кеши ниже). Однако кэш TLB является частью блока управления памятью (MMU) и не связан напрямую с кешами ЦП.
Первые процессоры, которые использовали кэш, имели только один уровень кеша; в отличие от кеша более позднего уровня 1, он не был разделен на L1d (для данных) и L1i (для инструкций). Разделение кеш-памяти L1 началось в 1976 году с ЦП IBM 801, стало массовым в 1993 году с Intel Pentium и в 1997 году на рынке встроенных ЦП с ARMv5TE. В 2015 году даже SoC стоимостью ниже доллара разделили кэш L1. У них также есть кэш L2, а для более крупных процессоров - кеш L3. Кэш L2 обычно не разделяется и как общий репозиторий L1. Каждое ядро многоядерного процессора имеет выделенный кэш L1 и обычно не используется совместно между ядрами. Кэш L2 и кеши более высокого уровня <<Познакомиться>>яд. Кэш L4 в настоящее время редко и обычно находится в () динамической памяти с произвольным доступом (DRAM), а не в статической памяти с произвольным доступом (SRAM), на отдельный кристалл или чип (в исключительных случаях форма eDRAM используется для всех уровней кэш-памяти, вплоть до L1). Исторически так было и с L1, в то время как более крупные чипы интегрировать его, как правило, все уровни кэш-памяти, за исключением последнего уровня. Каждый дополнительный уровень кеша тенденцию быть больше и оптимизирован по-своему.
Кеши (как и для RAM исторически) обычно имеют размер в степенях: 2, 4, 8, 16 и т. Д. KiB ; когда до MiB размеров (т.е. для большего размера, отличного от L1), очень рано сломался, чтобы обеспечить большие кеши без принудительного использования парадигмы удвоения размера, например Intel Core 2 Duo с 3 МБ кэша L2 в апреле 2008 года. Однако L1, которые еще учитываются в небольшом количестве КиБ, однако IBM zEC12 2012 года является исключением., чтобы получить необычно большой для своего времени кэш данных L1 96 КиБ, например, IBM z13, имеющий кэш инструкций L1 96 КиБ (и кэш данных L1 128 КБ), и процессы на базе Intel Ice Lake с 2018 года, имеющие 48 КиБ кэша данных L1 и 48 КиБ Кэш инструкций L1. В 2020 году у некоторых ЦП Intel Atom (с числом ядер до 24) размер кэша (кратный) 4,5 и 15 МБ.
Данные передаются между памятью и кешем в блоках фиксированного размера, называемых строками кеша или блоками кеша. Когда строка кэша копируется из памяти в кеш, создается запись кэша. Запись кэша будет скопированные данные, а также запрошенную ячейку памяти (называемую тегом).
Когда процессору необходимо прочитать или записать место в памяти, он сначала проверяет наличие записи в кэше. Кэш проверяет содержимое запрошенной области памяти в любых строках кеша, которые могут содержать этот адрес. Если процессор обнаруживает, что область памяти находится в кэше, произошло попадание в кеш. Однако, если процессор не находит ячейку памяти в кэше, произошла ошибка кэша. В случае попадания в кэш процессор немедленно считывает или записывает данные в строку кэша. В случае промаха кеша кэш выделяет новую запись и копирует данные из основной памяти, затем выполняет запрос из содержимого кеша.
Чтобы освободить место для новой записи при промахе в кэше, кэш может потребоваться удалить одну из имеющихся записей. Эвристика, которую он использует для выбора записи для удаления, называется политикой замены. Основная проблема любой политики замены заключается в том, что она должна предсказать, какая существующая запись в кэше с наименьшей математикой будет в будущем. Предсказать будущее сложно, поэтому не существует идеального метода выбора среди множества доступных политик замены. Одна из популярных политик за ущерб, наименее недавно использовавшаяся (LRU), заменяет названиеее недавно использовавшуюся запись.
Пометка некоторых диапазонов как некэшируемые показатели, используемые кеширования памяти, которые редко используются повторно. Это позволяет избежать накладных расходов на загрузку чего-либо в кеш без повторного использования. Записи кэша также могут быть отключены или заблокированы в зависимости от контекста.
Если данные записываются в кэш, в какой-то момент они также должны быть записаны в основную память; время этой записи известно как политика записи. В кэше со сквозной записью каждая запись в кэш вызывает запись в основную память. В качестве альтернативы, в кэше с обратной записью или с обратным копированием записи не сразу зеркалируются в основную память, а вместо этого кеш отслеживает, какие места были перезаписаны, отмечая их как грязные. Данные в этих местах записываются обратно в основную память только тогда, когда эти данные удаляются из кеша. По этой промах чтения в кэше с обратной записью иногда может потребовать двух обращений к памяти для обслуживания: один для первой записи грязного места в основную память, а другой - для чтения нового места из памяти. Кроме того, запись в области основной памяти, которая еще не отображается в кэш-памяти с обратной записью.
Есть и промежуточные политики. Кэш может быть со сквозной записью, но записи могут временно удерживаться в очереди хранилища, так, чтобы несколько хранилищ могли обрабатываться вместе (что может уменьшить количество оборотов шины и обычно улучшить использование шины).
Кэшированные данные из основной памяти могут быть другими объектами (например, периферийными устройствами, использующими прямой доступ к памяти (DMA), или ядром в многоядерном процессоре ), и в этом случае копия в кэше может стать устаревшей или устаревшей. В качестве альтернативы, когда ЦП в многопроцессорной системе обновляет данные в кэше, копии данных в кэшах, связанных с другими ЦП, устаревшими. Протоколы связи между менеджерами кеша, которые содержат данные, известные как протоколы согласованности кеша.
Измерение производительности кэша стало важным в последнее время, когда разрыв в скорости между производственной памятью и производительностью процессора увеличивается экспоненциально. Кэш был введен, чтобы уменьшить этот разрыв в скорости. Таким образом, важным является знание того, как хорошо кэш может преодолеть разрыв в скорости процессора и памяти, особенно в высокопроизводительных системах. Частота успешных ролей в этой производительности. Для повышения производительности кеша одним из необходимых шагов среди других шагов становится снижение частоты промахов. Уменьшение времени доступа к кешу также увеличьте его производительность.
Время, затрачиваемое на выборку одной строки кэша из памяти (чтение задержка из-за промаха в кеше) имеет значение, потому что у ЦП не будет дел пока жду строку кеша. Когда ЦП этого состояния, это называется остановкой. Процессоры становятся быстрее по сравнению с основной памятью, остановки из-за промахов в кэше вытесняют больше вычислений; современные процессоры могут выполнять инструкций за время, необходимое для выборки одной строки кэша из основной памяти.
Для обеспечения занятости ЦП в это время использовались различными методами, включая выполнение независимых инструкций после инструкции, ожидающей данные о пропуске кэша Другая технология, используемая многими процессорами, - это одновременная многопоточность (SMT), которая позволяет альтернативному потоку использовать ядро ЦП, в то время как первый поток ожидаемого, когда становятся доступными ресурсы ЦП.
Политика размещения определяет, где в кэше находится копия конкретной записи основной памяти пойдет. Если политика размещения может свободно выбирать любую запись в кэше для хранения копий, кэш называется полностью ассоциативным. С другой стороны, если каждая запись в основной памяти может находиться только в одном месте кеша, кэш отображается напрямую. Многие кеши реализуют компромисс, при котором каждая запись в основной памяти может переходить в любое из N мест в кэше и описывается как ассоциативная N-сторонняя установка. Например, кэш данных уровня 1 в AMD Athlon является двусторонним ассоциативным, что означает, что любое конкретное место в основной памяти может быть кэшировано в любом из двух мест в кэше данных уровня 1..
Выбор правильного значения ассоциативности требует компромисса. Если есть десять мест, в которых может быть выполнено сопоставление ячейки памяти, то, чтобы проверить, находится ли это место в кэше, выполняется поиск в десятиместной системех кэша. Проверка большего количества мест требует больше энергии и площади микросхемы и, возможно, больше времени. С другой стороны, кеши с большей ассоциативностью страдают меньшим промахов (см. Конфликты промахов ниже), так что ЦП тратит меньше времени на чтение из медленной основной памяти. Общий принцип заключается в том, что удвоение ассоциативности, от прямого сопоставления к двустороннему или от двустороннего к четырехстороннему, имеет примерно такой же эффект на повышение частоты совпадений, как и удвоение размера кэша. Однако увеличение ассоциативности более четырех не приводит к такому увеличению числа совпадений, и обычно это делается по другим причинам (см. Виртуальное алиасинг). Некоторые процессоры могут динамически снижать ассоциативность своих кэшей в состоянии пониженного энергопотребления, что как мера энергосбережения.
В порядке от худшего, но простого к лучшему, но сложному:
В организации кеширования каждое место в основной памяти может входить только в одну запись в кэше. Следовательно, кэш с прямым отображением также может называться «односторонним ассоциативным набором кешей». У него нет политики размещения как таковой, так как нет выбора, содержимое какой записи кэша удалить. Это если два местоположения соответствуют одной и той же записи друг другу. Кэш с прямым отображением, хотя и проще, для сопоставимой производительности должен быть намного больше, чем ассоциативный, и это более непредсказуемо. Пусть x - номер блока в кэше, y - номер блока памяти, а n - количество блоков в кэше, тогда выполняется с помощью уравнения x = y mod n.
Если каждое место в основной памяти кэшировано в любом из двух мест кэша, возникает логичный вопрос: какое из двух? Самая простая и наиболее часто используемая схема, показанная на правой диаграмме выше, заключается в использовании младших разрядов индекса памяти в качестве индекса для кэш-памяти и наличии двух записей для каждого индекса. Одним из преимуществ этой схемы является то, что теги, указанные в теге, включенном в эту часть адреса основной памяти, подразумевают индексом кэш-памяти. Для них требуется меньше транзисторов, они занимают меньше места на плате процессора или микросхеме микропроцессора. Кроме того, LRU особенно прост, поскольку для каждой пары нужно только один бит.
Одним из результатов прямого отображения кэша является то, что он позволяет простое и быстрое предположение. После вычисления адреса известен один индекс кэша, который может иметь копию этого места в памяти. Эта запись кэша может быть прочитана, и процессор может продолжить работу с этим данным до того, как закончит проверка того, что тег действительно соответствует запрошенному адресу.
Идея о том, чтобы процессор использовал кэшированные данные до завершения сопоставления тегов, также может быть применен к ассоциативным кэшам. Подмножество тега, называемое подсказкой, можно использовать для выбора только одной из записей кэша, отображаемых на запрошенный адрес. Запись, выбранная подсказка, "Роман" Роман с проверкой полного тега. Техника подсказки лучше всего работает при использовании в контексте трансляции адресов, описанных ниже.
Были предложены другие схемы, такие как асимметричный кеш, где индекс для пути 0 является прямым, как указано выше, но индекс для пути 1 формируется с хэш-функцией . Хорошая хеш-способность обладает свойством, что адреса, которые конфликтуют с прямым отображением, имеют тенденцию не передавать при отображении хэш-функции, и поэтому менее вероятно, что программа пострадает неожиданно большого количества конфликтных пропусков из-за патологического доступа. шаблон. Обратной стороной является дополнительная задержка при вычислении хеш-функции. Кроме того, когда приходит время загрузить новую строку и удалить старую, может быть трудно определить, какая существующая строка использовалась наименее недавно, потому что новая строка конфликтует с данными в разных индексах в каждом случае; LRU отслеживание для неискаженных кэшей обычно выполняется для каждого набора. Тем не менее, асинхронно-ассоциативные кеши имеют большие преимущества по сравнению с традиционными ассоциативно-множественными кэшами.
Настоящий ассоциативный кэш-память проверяет все возможные способы одновременно, используя что-то вроде память с адресацией по содержимому. Псевдоассоциативный кеш проверяет каждый возможный способ по очереди. Кэш хэш-повторного хеширования и ассоциативный кеш по столбцам являются примерами псевдоассоциативного кеша.
В обычном случае обнаружения попадания при первом тестировании псевдоассоциативный кеш работает так же быстро, как кэш с прямым отображением, но имеет гораздо более низкую частоту пропусков конфликтов, чем кеш с прямым отображением., ближе к показателю промахов для полностью ассоциативного кэша.
Записи строки кэша обычно имеют следующую структуру:
тег | блок данных | биты флага |
блок данных (строка кэша) содержит фактические данные, извлеченные из основной памяти. Тег содержит (часть) адреса фактических данных, извлеченных из основной памяти. Биты флагов обсуждаются ниже.
«Размер» кэша - это объем данных основной памяти, который он может хранить. Этот размер можно рассчитать как количество байтов, хранящихся в каждом блоке данных, умноженное на количество блоков, хранящихся в кэше. (Биты тега, флага и кода исправления ошибок не включены в размер, хотя они влияют на физическую область кэша.)
Эффективный адрес памяти, который идет вместе с Строка кэша (блок памяти) разделена (от MSB до LSB ) на тег, индекс и смещение блока.
tag | index | смещение блока |
Индекс описывает, в какой набор кеша были помещены данные. Длина индекса составляет бит для s наборов кэша.
Смещение блока указывает желаемые данные в сохраненном блоке данных в строке кэша. Обычно эффективный адрес выражается в байтах, поэтому длина смещения блока составляет бит, где b - количество байтов на блок данных. Тег содержит наиболее значимые биты адреса, которые проверяются по всем строкам в текущем наборе (набор был получен по индексу), чтобы узнать, содержит ли этот набор запрошенный адрес. Если это так, происходит попадание в кеш. Длина тега в битах выглядит следующим образом:
tag_length = address_length - index_length - block_offset_length
Некоторые авторы называют смещение блока просто «смещением» или «смещением».
Исходный процессор Pentium 4 имел четырехсторонний ассоциативный кэш данных L1 размером 8 КиБ с 64-байтовыми блоками кэша. Следовательно, имеется 8 КиБ / 64 = 128 блоков кеша. Количество наборов равно количеству блоков кеша, разделенному на количество способов ассоциативности, что приводит к 128/4 = 32 наборам и, следовательно, 2 = 32 различных индексов. Есть 2 = 64 возможных смещения. Поскольку адрес ЦП имеет ширину 32 бита, этоподразумевает 32-5-6 = 21 бит для поля тега.
Исходный процессор Pentium 4 также имел восьмипозиционную ассоциативную интегрированную интегрированную кэш-память L2 размером 256 КиБ и 128-байтовыми блоками кэша. Это подразумевает 32-8-7 = 17 бит для поля тега.
Кэш инструкций требует только один бит флага на запись строки кэша: допустимый бит. Действительный бит указывает, загружен ли блок кэша действительными данными.
При включении питания аппаратные средства устанавливают все действительные биты во всех кэшах как «недействительные». Некоторые системы также устанавливают действующий бит как «недействительный» в другое время, например, когда оборудование с ведущими блоками отслеживанием шины в кэше одного процессора слышит широковещательный адрес от другого процессора и понимает, что соответствующие данные блоки в локальном кэше теперь устарели и должны быть помечены как недопустимые.
Кэш данных обычно требует двух битов флага на параметре кэша - действительный бит и грязный бит. Наличие установленного грязного бита указывает на то, что соответствующая строка кэша была изменена в момент чтения из основной памяти ("грязный"), что означает, что процессор записал данные в этой строке, и новое значение не распространилось полностью в основную память..
Промах в кэше - это неудачная попытка прочитать или записать фрагмент данных в кэш, что приводит к обращению к основной памяти гораздо с большей задержкой. Существует три типа промахов кэширования: промах при чтении инструкций, промах при чтении данных и промах при записи.
Промахи чтения из кэша инструкций обычно вызывают наибольшую задержку, потому что процессор или по крайней мере, поток выполнения должен ждать (останавливаться), пока инструкция не будет выбрана из основного объема памяти. Промахи чтения кэша из кэша обычно выполняют инструкции, не зависящие от чтения кэша, пока данные не будут возвращены из основной памяти, и инструкции могут возобновить выполнение. Промахи записи из кэша данных обычно вызывают самую короткую задержку, потому что запись может быть поставлена в очередь и есть несколько ограничений на выполнение инструкций; процессор может продолжать, пока очередь не заполнится. Подробнее о типах промахов см. В разделе измерение производительности кэша и метрика.
Основные процессы общего назначения памяти реализуют некоторую форму данную. Подводя итог, можно сказать, что каждая программа, работающая на машине, видит свое собственное упрощенное адресное пространство , которое содержит код и данные только для этой программы, либо все программы выполняются в общем виртуальном пространстве. Программа выполняет вычисления, сравнения, чтения и записи по адресам своего виртуального адресного пространства, а не по адресам физического адресного пространства, что делает программы проще и, следовательно, их легче писать.
Виртуальная память требует, чтобы процессор переводил виртуальные адреса, сгенерированной программой, в физическом плане в основную память. Часть процессора, которая выполняет это преобразование, известна как блок управления памятью (MMU). Быстрый путь через MMU может выполнять те трансляции, которые хранятся в резервном буфере трансляции (TLB), который является кешем сопоставлений из таблиц страниц операционной системы, таблицы сегментов или обоих.
Для целей настоящего обсуждения существуют три важных особенности трансляции адресов:
Некоторые ранние системы памяти были очень медленными, потому что требовались доступ к таблице страниц (хранящейся в основной памяти) перед каждой запрограммированным доступом к основной памяти. Без кешей это фактически вдвое снижает скорость доступа к памяти. Первый аппаратный кэш, используемый в компьютерной системе, на самом деле был не кешем данных или инструкций, а скорее TLB.
Кеши можно разделить на четыре типа в зависимости от того, соответствуют ли индексам или тегам физическим или виртуальным адресам. :
Скорость этого повторения (задержка загрузки) имеет решающее значение для производительности ЦП, поэтому большинство современных кешей уровня 1 виртуально индексируются, что, по крайней мере, позволяет поиск TLB MMU параллельно с извлечением данных из кэш-памяти.
Но виртуальное индексирование - не лучший выбор для всех уровней кеширования. Стоимость работы с виртуальными псевдонимами с помощью виртуальных псевдонимов увеличивается.
Кеши исторически использовали как виртуальные, так физические адреса для тегов кеша, хотя виртуальные теги сейчас редкость. Если поиск TLB может завершиться до поиска в кэш-памяти, то физический адрес вовремя для использования тегов, и нет необходимости в виртуальном тегировании. Таким образом, большие кэши обычно помечаются физически, и только небольшие кэши с очень малой задержкой помечаются виртуально. В процессоре последних общего назначения виртуальные теги были заменены vhints, как описано ниже.
Кэш, основанный на виртуальном индексировании и тегах, становится несовместимым после того, как один и тот же виртуальный адрес отображается на разные физические адреса (омоним ), что можно решить, используя физический адрес для тегирования или сохраняя идентификатор адресного пространства в строке кэша. Однако последний подход не помогает решить проблему синонима , благодаря которой несколько строк кэша в конечном итоге сохраняют данные для одного и того же физического адреса. Запись в такие места может обновить только одно место в кэше, оставив другие с несовместимыми данными. Эта проблема может быть решена путем использования неперекрывающихся макетов памяти для разных адресных пространств, в случае если кеш (или его часть) должен быть очищен при изменении сопоставления.
Большим преимуществом виртуальных тегов то, что для ассоциативных кэшей они позволяют использовать сопоставление тегов до того, как будет выполнено виртуальное преобразование в физическое. Однако проверки согласованности и выселения предоставьте себе физический адрес для действий. Аппаратное обеспечение должно иметь некоторые средства отображения физических адресов в индексе кэша, как правило, путем хранения физических тегов, а также виртуальных тегов. Для сравнения: кэш с физическими тегами не нуждается в хранении виртуальных тегов, что проще. Когда виртуальное отображение на физическом удаляется из TLB, записи кэша с этими виртуальными адресами должны быть каким-то образом очищены. В качестве альтернативы, если записи кэша разрешены на страницах, не отображаемые TLB, эти записи должны быть сброшены при изменении прав доступа на этих страницах в таблице страниц.
Операционная система также может быть, что никакие виртуальные псевдонимы не находятся одновременно в кэше. Операционная система обеспечивает эту гарантию, принудительно применяя раскраску страниц, описанных ниже. Некоторые ранние процессоры RISC (SPARC, RS / 6000) использовали этот подход. В последнее время он не использовался, так как стоимость оборудования для обнаружения и удаления виртуальных псевдонимов упала, сложность программного обеспечения и показателей производительности идеальной раскраски страниц увеличились.
Может быть полезно различать две функции тегов в ассоциативном кэше: они используются, чтобы определить, какой путь набора записей выбрать, и они используются, чтобы определить, попал ли кэш или пропущен. Вторая функция всегда должна быть правильной, но первая функция может угадывать и иногда получать неправильный ответ.
Некоторые процессоры (например, ранние SPARC) имеют кеши с виртуальными и физическими тегами. Виртуальные теги используются для выбора пути, а физические теги используются для определения попадания или промаха. Этот вид кеша обладает преимуществом задержки по сравнению с виртуально помеченным кэшем и простым программным интерфейсом кэша с физическими тегами. Однако он требует дополнительных затрат на дублирование тегов. Кроме того, во время обработки промахов необходимо исследовать альтернативные способы индексирования строки кэша на предмет виртуальных псевдонимов и любых исключенных совпадений.
Дополнительную область (и некоторую задержку) можно уменьшить, сохраняя виртуальные подсказки с каждой записью кэша вместо виртуальных тегов. Эти подсказки являются подмножеством или хешем виртуального тега и используются для выбора способа кеширования, из которого можно получить данные, и физического тега. Подобно виртуально помеченному кешу, может быть виртуальное совпадение подсказки, но несоответствие физического тега, и в этом случае запись кэша с совпадающей подсказкой должна быть исключена, чтобы доступ к кешу после заполнения кеша по этому адресу соответствовал только одной подсказке. Поскольку виртуальные подсказки имеют меньшее количество битов, чем виртуальные теги, что позволяет отличать их друг от друга, кэш с виртуальными подсказками терпит больше пропусков конфликтов, чем кеш с виртуальными тегами.
Возможно, максимальное сокращение виртуальных подсказок можно найти в Pentium 4 (ядра Willamette и Northwood). В этих процессорах виртуальная подсказка фактически состоит из двух битов, а кэш является четырехсторонним ассоциативным множеством. Фактически, оборудование поддерживает простую перестановку виртуального адреса в индекс кэша, так что не требуется памяти с адресом по содержимому (CAM) для выбора правильного из четырех способов выборки.
Большие физически индексированные кеши (обычно вторичные кеши) сталкиваются с проблемой: операционная система, а приложение не контролирует, какие страницы конфликтуют друг с другом в кэше. Различия в распределении страниц от одного запуска программы к другому приводит к различиям в шаблонах конфликтов кэша, что может привести к очень большим различиям в шаблонах производительности программы. Эти могут вызвать получение согласованного и повторяемого времени для выполнения теста.
Чтобы понять проблему, рассмотрим ЦП с физически индексированным кэшем уровня 2 с прямым отображением 1 МиБ и страницами виртуальной памяти 4 КиБ. Последовательные физические страницы сопоставляются с последовательными местоположениями в кэше до тех пор, пока после 256 страниц шаблон не перевернется. Мы можем пометить каждую физическую страницу цветом от 0 до 255, чтобы обозначить, в каком месте кэша она может находиться. Местоположения на физических страницах с разными цветами не могут быть разных ошибок в кеше.
Программисты, пытающиеся максимально быстро использовать шаблоны доступа своих программ, чтобы в любой момент времени требовалось кэшировать только 1 МиБ данных, что позволяет избежать потерь. Они также имеют устойчивость к шаблонам доступа не конфликтных пропусков. Один из способов подумать об этой проблеме - разделить виртуальные страницы, которые используют программы, и назначить им виртуальные цвета, так же, как физические цвета были назначены физическим страницам раньше. Затем две страницы одинаковым виртуальным цветом использовались одновременно. Существует обширная литература по такой оптимизациям (например, оптимизация вложенности циклов ), в основном от сообщества Высокопроизводительные вычисления (HPC).
Загвоздка в том, что, хотя все страницы, могут быть разные в любой момент, могут иметь виртуальные цвета, некоторые иметь одинаковые физические цвета. Практически.).
Решение состоит в том, чтобы операционная система пыталась назначить разные физические цвета страниц виртуальным цветам, называемой раскраской страницы. Фактическое преобразование виртуального цвета физических и виртуальных изображений, нечетные сопоставления трудно пропускать и малоэффективны, поэтому большинство подходов к раскраске страниц просто сохраняет одинаковые цвета физических и виртуальных страниц.
Если каждая физическая страница отображает только один виртуальный цвет, тогда нет виртуальных псевдонимов, и процессор может использовать виртуально индексированные кэши без необходимости в виртуальных проверках псевдонимов во время обработки промахов. В качестве альтернативы ОС может очищать страницу из кеша всякий раз, когда она меняет один виртуальный цвет на другой. Как упоминалось выше, этот подход использовался для некоторых ранних проектов SPARC и RS / 6000.
Современные процессоры имеют несколько связанных кешей на кристалле. Работа конкретного кеша может полностью определяться размером кеша, размером блока кеша, количеством блоков в наборе, политикой замены набора кеша и политикой записи в кэш (сквозная или обратная запись).
Хотя все блоки кэша в конкретном кэше имеют одинаковый размер и одинаковую ассоциативность, обычно кэши «нижнего уровня» (называемые кеш-памятью уровня 1) имеют меньшее количество блоков, меньший размер блока, и меньше блоков в наборе, но имеют очень короткое время доступа. Кеши «более высокого уровня» (т. Е. Уровня 2 и выше) постепенно увеличивающееся количество блоков, больший размер блока, большее количество блоков в наборе и относительно более длительное время доступа, но все же намного быстрее, чем основная память.
Политика замены записей кэша определяется алгоритмом кэширования, выбранным для реализации разработчиками процессора. В некоторых случаях предусмотрено несколько алгоритмов для разных видов рабочих нагрузок.
Конвейерные процессоры получают доступ к памяти из нескольких точек в из конвейере : выборка инструкций, преобразование адреса виртуального в физический и данные выборка (см. классический конвейер RISC ). Естественно, что для каждой из этих точек используются разные физические кэши. Таким образом, конвейер, естественно, имеет как минимум три отдельных кэша (инструкция, TLB и данные), каждый из которых специализируется на своей конкретной роли.
A Кэш-жертвы - это кэш, используемый для хранения блоков, вытесненных из кеша ЦП при замене. Кэш-жертвы находятся между основным кешем и содержат его пополнения и только те блоки данных, которые были удалены из основного кеша. Используется для уменьшения количества конфликтов. Многие часто используемые программы не требуют ассоциативного сопоставления для всех доступов. Фактически, только небольшая часть обращений к памяти программы требует высокой ассоциативности. Кэш жертвы использует это свойство, благоприятную ассоциативность только для этих обращений. Он был представлен Норманом Джуппи из DEC в 1990 году.
Вариант Intel Crystalwell процессоров Haswell представил в упаковке 128 МБ eDRAM Кэш 4-го уровня, который служит жертвой кеш-памяти 3-го уровня процессора. В микроархитектуре Skylake кэш уровня 4 больше не работает как кэш жертвы.
Одним из наиболее ярких примеров спецификации кеша является Кэш трассировки (также известный как кеширование трассировки выполнения), обнаруженный в микропроцессорах Intel Pentium 4. Кэш трассировки - это механизм для увеличения пропускания выборки инструкций и снижения энергопотребления (в случае Pentium 4) за счет следования инструкций, которые уже были извлечены и декодированы.
Кэшировки трассит инструкции либо после того, как они были декодированы, либо после их удаления. Обычно инструкции добавляются в кеши отдельные трассировки групп, представляющими либо базовые блоки, либо динамические трассировки команд. Кэш трассировки Pentium 4 хранит микрооперации, полученный в результате декодирования инструкций x86, имеет также функциональность кеша микроопераций. Имея это, когда потребуется инструкция, ее не нужно будет снова декодировать в микрооперации.
Write Coalescing Cache - это специальный кэш, который является частью кэша второго уровня в AMD в Bulldozer микроархитектуре. Хранилища из обоих кешей L1D в модуле проходят через WCC, где они буферизуются и объединяются. Задача WCC - уменьшить количество операций записи в кэш L2.
A Кэш микроопераций (μop cache, uop cache или UC ) является специализированным кешем, в котором хранятся микрооперации декодированных инструкций, полученные непосредственно от декодеров или из кеша инструкций. Когда инструкция должна быть декодирована, кеш-память μop проверяется на предмет ее декодированной формы, которая повторно используется при кэшировании; если он недоступен, инструкция декодируется и затем кэшируется.
Одной из первых работ, описывающих кэш-память μop в альтернативном внешнем интерфейсе для семейства процессоров Intel P6, является статьей 2001 г. «Кэш микроопераций: Power Aware Frontend для ISA переменной длины». Позже Intel включила кэши в свои процессоры Сэнди Бридж и последовательные микроархитектуры, такие как Айви Бридж и Хасвелл. AMD реализовала кэш в своей микроархитектуре Zen.
. Получение полных преобразованных мер устраняет необходимость многократного декодирования сложных инструкций в простые микрооперации фиксированной длины, а также упрощает процесс прогнозирования, выборки, вращения и согласование полученных инструкций. Кэш-память μop эффективно разгружает оборудование выборки и декодирования, тем самым сниженная энергопотребление и улучшая внешний интерфейс декодированных микроопераций. Кэш μop также использует методы последовательной доставки микроопераций в бэкэнд и устранения различных узких мест в логике выборки и декодирования ЦП.
Кэш μop имеет много общего с общей кешем трассировки, хотя кеш μop намного проще, что обеспечивает лучшую энергоэффективность; это делает его более подходящим способом реализации на устройствах с батарейным питанием. Основным недостатком кэша трассировки, приводящим к его неэффективности, является сложное оборудование, необходимое для его эвристики принятие решений по кэшированию и повторном использовании динамически создаваемых трассировок инструкций.
A Кэш целевого объекта ветвления или Кэш целевых инструкций, имя, используемое в микропроцессорах ARM, представляет собой специализированный кэш, который хранится несколько первых инструкций в месте назначение взятой ветви. Это используется процесс с низким энергопотреблением, которым не нужен нормальный кэш инструкций, для удовлетворения потребностей ЦП без такового инструктора. Однако это применимо только к последовательным инструкциям; для перезапуска выборки инструкций по новому адресу все еще требуется несколько циклов задержки, вызывая несколько циклов конвейера после передачи управления. Целевой кэш ветвления выполняется инструкции для этих нескольких выполненных ветвей.
Это позволяет работать на полной скорости с гораздо меньшим размером кэша, чем обычно кэш постоянных инструкций.
Интеллектуальный кеш - это метод кэширования уровня 2 или уровня 3 для нескольких ядер исполнения, например Intel.
Smart Cache разделяет фактическую кэш-память между ядрами многоядерного процессора . По сравнению с выделенным кэш-памятью для каждого ядра, общая частота уменьшается, когда не всем ядрам требуется большая часть пространства кеш-памяти. Следовательно, одно ядро может использовать полный кэш уровня 2 или 3, если другое ядро неактивны. Кроме того, общий кеш позволяет быстрее распределять память между различными исполнительными ядрами.
Другая проблема фундаментальный компромисс между задержкой кэширования и совпадений. Кеши большего размера имеют лучшие показатели попаданий, но большую задержку. Чтобы решить эту проблему, многие используют несколько уровней кеш-памяти, при этом небольшие быстрые кеши подкрепляются более крупными и медленными кэшами. Многоуровневые кэши обычно работают, сначала проверяя самый быстрый кэш уровня 1 (L1 ); если он попадает, процессор работает на высокой скорости. Если этот меньший кэш отсутствует, проверяется следующий самый быстрый кеш (уровень 2, L2 ) и так далее, прежде чем обращаться к внешней памяти.
разница в задержке между основной памятью и самым быстрым кешем стала больше, некоторые процессоры начали использовать целых три уровня встроенной кеш-памяти. Чувствительные к цене конструкции использовали это для реализации всей иерархии кеш-памяти на кристалле, но к 2010-м годам некоторые из высокопроизводительных проектов вернулись к наличию больших внешних кешей, которые часто реализованы в eDRAM и установлены на многокристальный модуле в качестве четвертого уровня кэш-памяти. В редких случаях, как в последнем центральном процессе мэйнфрейма IBM, IBM z15 с 2019 года, все уровни до L1 реализуются eDRAM, полностью заменяя SRAM (для кешей, например, он все еще используется для регистры) для 128 КиБ L1 для инструкций и данных, или в сумме 256 КБ.
Преимущества кешей L3 и L4 зависят от шаблонов доступа приложения. Примеры продуктов, включающих кеши L3 и L4, включая следующее:
Наконец, на другом уровне иерархии памяти, файл регистров CPU сам по себе может считаться самым быстрым кешем в системе особой структуры, которая запланирована в программном сервере - обычно компилятором, он выделяет регистры для хранения значений, полученных из основной памяти для, например, loop nest op таймизация. Однако при переименовании регистров в большинств регистров компилятора динамически перераспределяются аппаратно во время выполнения в банк регистров, что позволяет ЦП устранить ложные зависимости данных и таким образом, снизить риски конвейера.
Файлы регистров иногда также иерархию: Cray-1 (около 1976 г.) имел восемь адресов «A» и восемь регистров скалярных данных «S», обычно которые использовались. Также был набор из 64 регистров с адресом «B» и 64 скалярных данных «T», доступ к которому занимал время, но был быстрее, чем больше основная память. Регистры «B» и «T» были предоставлены, потому что Cray-1 не имел кеша данных. (Однако у Cray-1 был кэш инструкций.)
При рассмотрении чипа с защитными ядрами возникает вопрос: должны ли кеши быть общими или локальными для каждого ядра. Внедрение общего кэша проводно приводит к увеличению количестваов и сложности. Но тогда наличие одного кэша на чипе, а не ядро, значительно сокращает необходимый объем пространства, и, таким образом, можно использовать кеш большего размера.
Как правило, совместное использование кэша L1 нежелательно, потому что в результате этого ядро будет работать значительно медленнее, чем одноядерный чип. Однако для самого кеша самого уровня вызываемого последним перед доступом к памяти, наличия глобального кеша желательно по нескольким причинам, например, позволяя одному ядру использовать весь кеш, уменьшая избыточность данных, используя это возможным для разных процессов или потоков для совместного использования кэшированных данных и использования. использования протоколов согласованности кешей. Например, восьмиъядерный чип с тремя уровнями запуска в себя кэш L1 для каждого ядра, один промежуточный кэш L2 для каждой пары ядер и один кэш L3, используемый всеми ядрами.
Общий кэш верхнего уровня, который вызывается перед доступом к памяти, обычно называется кешем последнего уровня (LLC). Дополнительные методы используются для повышения уровня параллелизма, включая использование его на несколько частей, которые используются в определенных диапазонах памяти и к которому можно получить доступ независимо.
В отдельной структуре кэша инструкции и данные кэшируются отдельно, что означает, что строка кеша используется для кэширования либо инструкций, либо данных, но не того и другого; Различные преимущества использования отдельных буферов быстрого преобразования данных и инструкций . В унифицированной структуре это ограничение отсутствует, и строки кэша свои законы для кэширования как инструкций, так и данных.
Многоуровневые кеши вводят новые дизайнерские решения. Например, в некоторых процессорах все данные в кэше L1 также должны находиться в кэше L2. Эти кеши называются строго инклюзивными. У других процессоров (например, AMD Athlon ) есть эксклюзивные кеши: данные гарантированно находятся не более чем в одном из кешей L1 и L2, но никогда в обоих. Тем не менее, другие процессоры (например, Intel Pentium II, III и 4 ) не требуют, чтобы данные в кэше L1 также находились в кэше L2, хотя это может часто случаться. Для этой промежуточной политики не существует общепринятого названия; два общих названия - «неисключительное» и «частично включающее».
Преимущество эксклюзивных кешей состоит в том, что они хранят больше данных. Это преимущество больше, когда эксклюзивный кэш L1 сопоставим с кэшем L2, и уменьшается, если кэш L2 во много больше, чем кэш L1. Когда L1 пропускает, а L2 достигает доступа, строка кэша попадания в L2 заменяется строкой в L1. Этот обмен - это немного больше работы, чем просто копирование строки из L2 в L1, что и делает инклюзивный кеш.
Одно из преимуществ исключительно инклюзивных кэшей в том, что включает внешние устройства или другие процессы в многопроцессорной системе, если вы хотите удалить строку кэша из процессора, им нужно только, чтобы процессор проверил кэш L2. В иерархиях кешей, которые не требуют включения, необходимо также проверить кеш L1. Недостатком является корреляция между ассоциативностью кешей L1 и L2: если кэш L2 не имеет, по крайней мере, такого количества способов, как все кеши L1 вместе, эффективная ассоциативность кешей L1 ограничена. Другой недостаток инклюзивного кэша состоит в том, что всякий раз, когда происходит вытеснение в кэше L2, (возможно) соответствующие строки в L1 также должны быть вытеснены, чтобы поддерживать инклюзивность. Это довольно небольшая работа и приведет к более высокому уровню пропусков L1.
Еще одно преимущество инклюзивных кешей состоит в том, что больший кеш может использовать большие строки кеша, что уменьшает размер вторичных тегов кеша. (Эксклюзивные кеши требуют, чтобы оба кеша имели строки кэша одинакового размера, чтобы строки кеша могли быть заменены местами при промахе L1, попадании L2.) Если вторичный кеш на порядок больше, чем первичный, а данные кэша являются на порядок больше, чем теги кэша, эта сохраненная область тега может быть сопоставима с инкрементной областью, необходимой для хранения данных кеша L1 в L2.
Для иллюстрации обоих специализации и многоуровневого кэширования, вот иерархия кеш-памяти ядра K8 в процессоре AMD Athlon 64.
Иерархия кеш-памяти ядра K8 в процессоре AMD Athlon 64.K8 имеет четыре специализированных кэша: кэш инструкций, TLB инструкций, TLB данных и кэш данных. Каждый из этих кешей является специализированным:
K8 также имеет многоуровневые кеши. Существуют TLB инструкций и данных второго уровня, в которых хранятся только PTE, отображающие 4 КБ. Кеши инструкций и данных, а также различные TLB могут заполняться из большого унифицированного кэша L2. Этот кэш является эксклюзивным как для кэшей инструкций L1, так и для кешей данных, что означает, что любая 8-байтовая строка может находиться только в одном из кэша инструкций L1, кэша данных L1 или кеша L2. Тем не менее, строка в кэше данных может иметь PTE, который также находится в одном из TLB - операционная система отвечает за поддержание согласованности TLB, очищая их части при обновлении таблиц страниц в памяти.
K8 также кэширует информацию, которая никогда не сохраняется в памяти, - информацию прогнозирования. Эти кеши не показаны на диаграмме выше. Как обычно для этого класса ЦП, K8 имеет довольно сложное прогнозирование переходов с таблицами, которые помогают предсказать, будут ли предприняты переходы, и другими таблицами, которые прогнозируют цели переходов и переходов. Часть этой информации связана с инструкциями как в кэше инструкций уровня 1, так и в унифицированном вторичном кэше.
K8 использует интересный трюк для хранения информации прогнозирования с инструкциями во вторичном кэше. Строки во вторичном кэше защищены от случайного повреждения данных (например, ударом альфа-частицы ) либо ECC, либо четностью, в зависимости от того, были ли эти строки исключены из первичных кешей данных или инструкций. Поскольку код четности занимает меньше битов, чем код ECC, строки из кэша инструкций имеют несколько запасных битов. Эти биты используются для кэширования информации предсказания ветвления, связанной с этими инструкциями. В конечном итоге предсказатель ветвления имеет более крупную эффективную таблицу хронологии и, следовательно, большую точность.
У других процессоров есть другие виды предикторов (например, предиктор обхода от магазина до загрузки в DEC Alpha 21264 ), и в будущих процессорах могут появиться различные специализированные предикторы.
Эти предсказатели представляют собой кеши, поскольку они хранят информацию, вычисление которой требует больших затрат. Некоторая терминология, используемая при обсуждении предикторов, такая же, как и для кешей (говорят о попадании в предикторе ветвления), но предикторы обычно не рассматриваются как часть иерархии кешей.
K8 хранит кеши инструкций и данных когерентно в аппаратном обеспечении, что означает, что сохранение в инструкции, точно следующей за инструкцией сохранения, изменит эту следующую инструкцию. Другие процессоры, такие как семейства Alpha и MIPS, полагались на программное обеспечение для обеспечения согласованности кэша инструкций. Не гарантируется, что хранилища будут отображаться в потоке команд до тех пор, пока программа не вызовет средство операционной системы для обеспечения согласованности.
В компьютерной инженерии RAM тега используется для указания, какое из возможных ячеек памяти в настоящее время хранится в кэше ЦП. Для простого проектирования с прямым отображением можно использовать быструю память SRAM. Более высокие ассоциативные кэши обычно используют память с адресацией по содержимому..
Кэш чтения - наиболее распространенная операция ЦП, которая занимает более одного цикла. Время выполнения программы, как правило, очень чувствительно к задержке попадания в кэш данных уровня 1. На создание кэшей как можно быстрее уходит много усилий при проектировании, а зачастую и мощность и площадь кремния.
Простейший кэш - это виртуально индексированный кэш с прямым отображением. Виртуальный адрес рассчитывается с помощью сумматора, соответствующая часть адреса извлекается и используется для индексации SRAM, которая возвращает загруженные данные. Данные выравниваются по байтам в устройстве сдвига байтов, а затем переходят к следующей операции. Нет необходимости в проверке тегов во внутреннем цикле - фактически, теги даже не нужно читать. Позже в конвейере, но до того, как инструкция загрузки будет удалена, тег для загруженных данных должен быть прочитан и проверен по виртуальному адресу, чтобы убедиться, что произошло попадание в кеш. В случае промаха кэш обновляется запрошенной строкой кэша, и конвейер перезапускается.
Ассоциативный кэшболее сложен, потому что некоторая форма тега должна быть прочитана, чтобы определить, какую запись кеша выбрать. N-сторонний ассоциативный кэш уровня 1 обычно считывает все N возможных тегов и N данных параллельно, а затем выбирает данные, связанные с совпадающим тегом. Кеши уровня 2 иногда экономят электроэнергию, сначала считывая теги, так что из SRAM данных считывается только один элемент данных.
Путь чтения для двухстороннего ассоциативного кэшаПриведенная рядом диаграмма предназначена для пояснения того, как используются различные поля адреса. Бит 31 адреса является наиболее значимым, бит 0 - наименее значимым. На диаграмме показаны SRAM, индексация и мультиплексирование для двухканального ассоциативно-ассоциативного, виртуально индексированного и виртуально маркированного кеша размером 4 КБ с 64-битными строками (B), 32-битной шириной чтения и 32 -битовый виртуальный адрес.
Поскольку размер кеша составляет 4 КБ и 64 строки B, в кэше всего 64 строки, и мы читаем по две за раз из SRAM тега, который имеет 32 строки, каждая с парой 21 бит теги. Хотя любая функция битов виртуального адреса с 31 по 6 может использоваться для индексации тегов и SRAM данных, проще всего использовать младшие биты.
Точно так же, поскольку размер кэша составляет 4 КБ, он имеет путь чтения 4 Б и читает двумя способами для каждого доступа, SRAM данных имеет размер 512 строк на 8 байтов.
Более современный кэш может быть 16 КБ, 4-сторонний ассоциативный по множеству, виртуально индексированный, виртуально подсказанный и физически помеченный, с 32 строками B, 32-битной шириной чтения и 36-битными физическими адресами. Повторение пути чтения для такого кеша очень похоже на путь, указанный выше. Вместо тегов читаются vhints, которые сопоставляются с подмножеством виртуального адреса. Позже в конвейере виртуальный адрес преобразуется в физический адрес TLB, и считывается физический тег (только один, поскольку vhint указывает путь чтения кеша). Наконец, физический адрес сравнивается с физическим тегом, чтобы определить, произошло ли совпадение.
Некоторые проекты SPARC увеличили скорость своих кэшей L1 на несколько задержек затвора, свернув сумматор виртуальных адресов в декодеры SRAM. См. Суммарно адресованный декодер.
Ранняя история технологии кэширования тесно связана с изобретением и использованием виртуальной памяти. Из-за нехватки и стоимости полупроводниковой памяти первые мэйнфреймы в 1960-х годах использовали сложную иерархию физической памяти, отображаемую на плоское пространство виртуальной памяти, используемое программами. Технологии памяти будут охватывать полупроводник, магнитный сердечник, барабан и диск. Виртуальная память, видимая и используемая программами, будет плоской, а кэширование будет использоваться для извлечения данных и инструкций в самую быструю память перед доступом к процессору. Были проведены обширные исследования по оптимизации размеров кеша. Было обнаружено, что оптимальные значения во многом зависят от языка программирования, используемого с Algol, требующим наименьшего размера, а Fortran и Cobol - с наибольшим размером кэша.
На заре микрокомпьютерных технологий доступ к памяти был лишь немного медленнее, чем зарегистрируйте доступ. Но с 80-х годов прошлого века разрыв в производительности процессора и памяти увеличивался. Микропроцессоры стали намного быстрее памяти, особенно с точки зрения их рабочей частоты, поэтому память стала узким местом производительности. Хотя технически было возможно, чтобы вся основная память была такой же быстрой, как процессор, был выбран более экономически жизнеспособный путь: использовать большое количество низкоскоростной памяти, но также ввести небольшую высокоскоростную кэш-память, чтобы уменьшить разрыв в производительности. Это обеспечило на порядок большую емкость - по той же цене - при лишь незначительном снижении совокупной производительности.
Первые задокументированные применения TLB были на GE 645 и IBM 360/67, оба из которых использовали ассоциативную память в качестве TLB.
Первое задокументированное использование кэша инструкций было на CDC 6600.
Первое задокументированное использование данных кэш был на IBM System / 360 Model 85.
68010, выпущенный в 1982 году, имеет "режим цикла "который можно рассматривать как крошечный кэш инструкций особого случая, который ускоряет циклы, состоящие всего из двух инструкций. 68020, выпущенный в 1984 году, заменил его типичным кешем инструкций на 256 байт, став первым процессором серии 68k, который имеет настоящую встроенную кэш-память.
68030, выпущенный в 1987 году, в основном представляет собой ядро 68020 с дополнительным 256-байтовым кешем данных, встроенным блоком управления памятью (MMU), сокращение процесса и добавлен пакетный режим для кешей. 68040, выпущенный в 1990 году, имеет разделенные кеши инструкций и данных по четыре килобайта каждый. 68060, выпущенный в 1994 году, имеет следующее: кэш данных 8 КБ (четырехсторонний ассоциативный), кэш команд 8 КБ (четырехсторонний ассоциативный), 96-байтовый буфер команд FIFO, ветвь с 256 записями. кэш-память и буфер MMU кэша трансляции адресов на 64 записи (четырехсторонний ассоциативный).
Когда микропроцессоры x86 достигли тактовой частоты 20 МГц и выше в 386, начали появляться небольшие объемы быстрой кэш-памяти. для включения в системы для повышения производительности. Это произошло из-за того, что DRAM, используемое для основной памяти, имело значительную задержку, до 120 нс, а также циклы обновления. Кэш был построен из более дорогих, но значительно более быстрых ячеек памяти SRAM , которые в то время имели задержки от 10 до 25 нс. Ранние кеши были внешними по отношению к процессору и обычно располагались на материнской плате в виде восьми или девяти устройств DIP, помещенных в гнезда, чтобы включить кэш в качестве дополнительной дополнительной функции или функции обновления.
Некоторые версии процессора Intel 386 могут поддерживать от 16 до 256 КБ внешнего кэша.
В процессоре 486 кэш размером 8 КБ был интегрирован непосредственно в кристалл ЦП. Этот кеш был назван кешем уровня 1 или L1, чтобы отличать его от более медленного кеша на материнской плате или кеша уровня 2 (L2). Эти кэши на материнской плате были намного больше, наиболее распространенный размер - 256 КБ. Популярность кэш-памяти на материнской плате продолжалась в эпоху Pentium MMX, но стала устаревшей из-за введения SDRAM и растущего несоответствия между тактовой частотой шины и тактовой частотой процессора, что привело к кэш материнской платы лишь немного быстрее основной памяти.
Следующее развитие реализации кэш-памяти в микропроцессорах x86 началось с Pentium Pro, который перенес вторичный кэш в тот же корпус, что и микропроцессор, с той же частотой, что и микропроцессор.
Кэш-память на материнской плате пользовалась длительной популярностью благодаря процессорам AMD K6-2 и AMD K6-III, которые по-прежнему использовали Socket 7, который ранее использовался Intel с кэшем на материнской плате. K6-III содержал 256 КБ встроенной кэш-памяти L2 и использовал преимущества встроенной кэш-памяти в качестве кэша третьего уровня, названного L3 (выпускались материнские платы с объемом встроенной кэш-памяти до 2 МБ). После того, как Socket 7 устарела, кэш на материнской плате исчез из систем x86.
Трехуровневые кэши снова использовались сначала с введением нескольких процессорных ядер, где кэш L3 был добавлен к кристаллу ЦП. Стало обычным явлением увеличиваться общий размер кэша в новых поколениях процессоров, и в последнее время (по состоянию на 2011 год) нередко можно было обнаружить, что размер кэша уровня 3 составляет десятки мегабайт.
Intel представила уровень 4 кэш на упаковке с микроархитектурой Haswell . Crystalwell Процессоры Haswell, оснащенные вариантом GT3e интегрированной графики Intel Iris Pro, фактически имеют 128 МБ встроенной памяти DRAM (eDRAM ) в