我正在寻找cache.c文件中的LRU代码,但这是我能找到的唯一代码:
switch (cp->policy) {
case LRU:
case FIFO:
repl = cp->sets[set].way_tail;
update_way_list(&cp->sets[set], repl, Head);
break;
看起来我错过了LRU代码,我认为应该在冒号之后放置LRU算法。所以如果我错过了什么,你能指出我正确的方向还是给我一些提示?
非常感谢。
答案 0 :(得分:2)
很难说没有看到其余的代码,但我在这里看到两个明显的可能性。一个是,正如你所建议的那样,LRU管理的代码丢失了,可能是因为编辑中的错误。
然而,我认为更有可能的可能性是,对于代码的这个特定部分,LRU和FIFO管理做同样的事情,所以它们取决于C switch语句的“堕落”在这种情况下为两者执行相同的代码(但可能会为其他策略执行其他代码)。答案 1 :(得分:1)
我之前碰巧使用过Simplescalar。实际上,Simplescalar已经实现了真正的LRU算法。
以下注释清楚地描述了函数update_way_list。
/* insert BLK into the order way chain in SET at location WHERE */
static void
update_way_list(struct cache_set_t *set, /* set contained way chain */
struct cache_blk_t *blk, /* block to insert */
enum list_loc_t where) /* insert location */
您引用的代码来自访问缓存时的“缓存未命中”情况:
switch (cp->policy) {
case LRU:
case FIFO:
repl = cp->sets[set].way_tail;
update_way_list(&cp->sets[set], repl, Head);
break;
}
这里集合的最后一种方式被选为受害者,它被移动到集合的头部。 稍后写回被替换的块数据,然后用新数据块替换受害者。
区分LRU和FIFO的最重要的部分来自“缓存命中”案例:
/* if LRU replacement and this is not the first element of list, reorder */
if (blk->way_prev && cp->policy == LRU)
{
/* move this block to head of the way (MRU) list */
update_way_list(&cp->sets[set], blk, Head);
}
因此,集合中的方式遵循年龄的递减顺序:集合的头部是MRU(最近使用的)块,而尾部是LRU。
这正是真正的LRU算法:当有高速缓存命中时,命中块被提升为MRU方式,同时保留其他命令。当存在高速缓存未命中时,LRU块被选择为受害者并且新块被置于MRU方式中。如果我们删除先前的“缓存命中”代码,则不记录访问历史记录,并且集合中的方式遵循访问顺序,从而提供FIFO行为。如果我们删除该行
update_way_list(&cp->sets[set], repl, Head);
在之前的“缓存未命中”代码中,则新块将以LRU方式放置,从而提供LIP(LRU插入策略)行为。
答案 2 :(得分:0)
看起来代码的其他部分按照FIFO或LRU顺序排列cp->sets
中的条目,使得无论替换策略是什么,要替换的集合始终为cp->sets[set].way_tail
。两个替换策略仅在使用或添加行时不同,而不是在替换行时。