CHI协议学习

2024-03-04 01:20
文章标签 学习 协议 chi

本文主要是介绍CHI协议学习，希望对大家解决编程问题提供一定的参考价值，需要的开发者们随着小编来一起学习吧！

原始文档：https://developer.arm.com/documentation/102407/0100/?lang=en

CHI 总线拓扑结构

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CHI总线拓扑是实现自定义的，可以是RING/MESH/CROSSBAR的类型；

  • RING 一般适用于中等规模芯片
  • MESH 一般适用于大规模芯片
  • CROSSBAR 一般适用于小规模芯片
    上面总线拓扑的选择，一般会参考访问延时和RN/SN数量

CHI cacheline状态

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大的分类：

  • Valid/Invalid来描述cacheline的状态是否有效；
  • Valid的cacheline，必须是Unique或者Shared的状态；
    – unique就是只有这个cache中存在，其他人(这里指RN)的cache里面都没有这个地址/数据；
    – shared表示RN自己手里有这个cacheline，但是其他人(RN)手里有没有这个cacheline，不知道(可能有，也可能没有)；
  • Valid的cacheline，必须是clean或者dirty的状态；
    – clean表示这个cacheline不负责更新数据到主存，由于其他人可能刷数据到主存，所以clean的cacheline数据可能和主存不同；
    – dirty指的是cahceline相对于主存已经被修改；当想把dirty的cacheline清掉时，要么把数据刷进主存，要么把dirty的责任转给其他人(RN或者HN)；
  • cacheline可以有partial或者empty的状态：
    – empty的cacheline，里面没有有效数据，但是RN有对应操作的权限/特性(比如UCE的cacheline，RN是可以直接写这个cacheline，invalid的话，还要snoop别人)；
    – partial状态表示有一些数据是有效的(也可能全部有效或者全部无效)；有可能因为先更新状态但是数据还没来，或者是数据先变了，但是状态还没变这种状态cacheline被snoop时，CHI协议有额外的限制；

详细的cacheline状态：
Invalid(I)
cacheline是无效的(也就是这个cache没有缓存这个地址/数据)

Unique Dirty(UD)
cacheline只存在于当前cache，认为相对于主存发生了修改；RN可以直接修改cacheline的数据(因为是Unique)，如果收到snoop请求，必须把cacheline的数据给出去；

Unique Dirty Partial(UDP)
和UD的区别，一个是partial的状态，另一个是被snoop的时候，不能直接把cacheline数据发给RN；

Shared Dirty(SD)
相对于主存有修改，并且有更新主存的责任；SD的cacheline也可能存在于其它人手里，但是其他人都是SC的状态；

Unique Clean(UC)
可以不用知会别人，直接修改cacheline数据；

Unique Clean Empty(UCE)
可以不用知会别人，直接修改cacheline数据；但是如果收到snoop的时候，不能给数据到home或者其他RN；

Shared Clean(SC)
可能存在于一个或多个cache里，也可能相对于主存有修改，但是这个cacheline evict的时候不负责刷主存；

CHI节点类型

有三大类节点：RN，HN，SN，另外还有一个MN；

  • RN节点细分：
    – RNF，全一致性节点，有一致性cache，并且响应snoop请求；
    – RNI，IO一致性节点，没有一致性cache，不接受snoop；
    – RND，支持DVM的节点，相比RNI多了一个能接受DVM事务；

  • HN节点细分：
    – HNF，全一致性节点，排序一致性内存的访问以及给RNF发送snoop请求；
    – HNI，非一致性HN，排序对于IO子系统的请求；
    – MN，处理RN发出的DVM事务，DVM事务有时也由HND来实现；

  • SN节点细分：
    – SNF连接到支持一致性内存空间的内存设备；
    – SNI连接IO外设或者非一致性内存；
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CHI的SAM

CHI总线中每一个组件都有一个Node ID，CHI使用SAM负责物理地址到Node ID的转换；
每个RM和HN都要有SAM；
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对于RN SAM的要求：

  • 必须完全描述整个系统的地址空间；
  • 没有组件对应的地址空间，要映射到一个能返回错误响应的节点；
  • 所有RN的SAM必须是一致的，某个特定的地址只能去向特定的HN节点；

CHI通道

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SNP通道的约束：

  • 只有HNF和MN从SNP通道发起事务；
  • RNF SNP通道只接收SNP事务；
  • MN SNP通道只接收DVM事务；

CHI FLIT

FLIT就是数据包，下面是一个REQ Flit的示例：
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每个通道都有一个FLITV信号，为高时下拍FLIT有效；当发送方有接收方credit的时候才可以发送；LCRDV信号传输credit；
CHI在FLIT中定义了很多ID域段：

  • SrcID：用来路由FLIT，表示发送方的ID，每一个FLIT都要有SrcID；
  • TgtID：表示接收这个消息的节点ID，除了snoop的FLIT都需要TgtID(snoop发给谁是实现自定义的，snoop可以广播，也可以由SF来管理到底发给谁)；
  • TxnID：每个FLIT都需要，RN outstanding出去的事务必须有着唯一的TxnID，其位宽决定了RN能outstanding多少事务；
  • Opcode：REQ FLIT需要，表示传输类型，并且决定了事务结构(比如区分读写事务)；
  • DBID：只存在于RSP或者数据FLIT，目标节点通过这个来分配写数据buffer，并且可以要求一个完成响应来释放buffer；
    – 对于写，RN收到收方响应带的DBID之后才能发写数据；
    – 一些需要完成响应(表示RN已经收到了读数据)的读事务，也使用读数FLIT据携带的DBID；
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写事务传输流示例

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RN NodeID是1， SN NodeID是2：

  1. RN给SN发了个TxnID为3的写请求；
  2. SN为这个事务分配一个可用的数据buffer(BDID 0)，关联到TxnID和SrcID；
  3. SN回DBIDResp给RN，TxnID为3，DBID为0；
  4. RN使用接收到的DBID 0和TxnID 3发给SN写数据；
  5. 当传输完成的时候，SN的SBID 0对应的buffer空间可以释放；

ReadNoSnp事务流示例

下面是ReadNoSnp事务；RN0发送ReadNoSnp请求，SN5提供读数据：

  1. RN发送ReadNoSnp到ICN，TgtID是HN3：
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  2. HN发ReadNoSnp到SN5来取回数据：
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  3. SN5使用CompData响应把数据回给HN3：
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  4. HN3把CompData给RN0：
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WriteNoSnp事务流示例

下面是WriteNoSnp事务，RN0发给SN5：

  1. RN0发给HN3 WriteNoSnp事务：
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  2. HN3返回CompDBIDResp事务给RN0，这表示HN3可以接收写数据并且其它RN均可观测到这个写事务；
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  3. 下面两步是独立的，可乱序：
    a. HN3把WriteNoSnp发到SN5，接收CompDBIDResp响应：
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    b. RN0给HN3发送写数据
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  4. HN3接收到SN5的CompDBIDResp和RN0的写数据以后，HN3给SN5发送写数据：
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CHI的完成响应

CHI使用完成响应来维护下面事务的顺序：

  • RNF发出的事务
  • RNF事务导致的Snoop

完成响应确保snoop事务和他前面的RNF的一致性事务，只有一致性事务完成之后，snoop事务才能被接收；

HNF是维护cache一致性和保序的中心点，比如：一个RNF正在outstanding访问一个特定的cacheline，如果其它RN的请求导致需要snoop这个cacheline，HNF会暂停后面的这个事务；当第一个RNF的一次性操作完了之后，它会给HNF发送完成响应；这样HNF就可以让后面的snoop继续往下走；

不是所有事务都需要完成响应，请求FLIT中包含ExpCompAck来标识是否需要完成响应；

下面是发送需要完成响应的读事务：
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snoop事务的CompAck
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下面RN2要发一个地址A的ReadShared事务，这个时候HN3还没有完成RN0的MakeUnique事务，所以ReadShared事务的snoop操作都被阻塞住；
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HN3完成第一个事务的snoop操作之后，给RN0发送Comp_UC消息；RN0给HN3发送CompAck消息；
此时HN3可以执行RN2的事务所产生的snoop操作；

端点顺序和请求顺序

  1. Endpoint Order:

    • 定义: 维持从单个RN到单一SN的事务顺序。
    • 例子: 多个设备访问一个可编程的寄存器区间，是Endpoint Order。

  2. Request Order:

    • 定义: 维持从单个RN到相同地址的事务顺序。
    • 例子: 一个SN对于有交叠的non_cacheable空间(Normal NC, Device-GRE 和Device-nGRE)的多笔操作需要保序；Request Order需要保序的地址空间粒度，是实现自己定义的；

如果设置了Endpoint Order，也就意味着Request Order；

只有一部分事务可以使用Request Order和Endpoint Order：

  • ReadNoSnp和所有的ReadOnce事务
    – RN发起ReadNoSnp或者ReadOnce类型事务需要保序；
    – SN接收上述REQ，并回ReadReceipt消息，ReadReceipt表示可以发下一个需要保序的事务；
    – 发送ReadReceipt之后，SN需要保证执行保序(按照接收的事务顺序)；
  • WriteNoSnp和WriteUnique类型事务：
    – RN发起WriteNoSnp或者WriteUnique类型的事务要求保序；
    – SN响应DBIDResp表示他可以接收这个消息，他的databuffer可以接收写数据，并且RN可以发送下一个保序的REQ；
    – 发完DBIDResp，SN需要保证执行保序；

保序举例如下：

  1. RN给SN发起读请求1，ReqOrder为1；
  2. RN给SN发读请求2，ReqOrder为1，但是发不出去，因为前面这个读还没完成；
  3. SN回ReadReceipt给RN，表明第一个读已经接收了；
  4. 下面两个可以乱序：
    a. RN发读请求2给SN；
    b. SN回给RN读请求1的数据；

请求retry

有时候目标节点没有资源来接收请求，为了不阻塞ICN，CHI提供了retry机制，SN需要依照请求来决定和记录其对应的Pcrd；

可以使用不同类型的Pcrd来记录不同的资源，比如读写使用分离的databuffer，那么每个buffer都可以使用不同的credit来标识；不同的Pcrd值是实现自定义的；

详细流程不介绍了，看协议的2.3.8章节；

DVM事务

CHI使用DVM事务来维护虚拟内存；

DVM操作有如下事务：

  • TLB清除；
  • 指令cache清除
  • 分支预测清除
  • DVM同步

CHI中，所有的DVM事务分两部分给MN，下面是顺序要求：

  • 第一部分是给MN发DVMOp请求，请求FLIT使用地址域段来编码操作选项；
  • 第二部分是当RN接收到MN的DBIDResp之后，通过data FLIT发送DVM消息；这一步携带了DVM事务目标地址；

当MN收齐了两步DVM事务，MN给相关一致性domain的RN发起SVM snoop请求，也是分两步，两步必须使用相同的TxnID和opcode SnpDVMOp：

  • 第一部分使用地址域段编码操作属性和目标地址高位；
  • 第二部分使用地址域段发送剩余的地址；

上面两部分是通过Address的bit[3]来标识；0表示第一步，1表示第二步；这两步可以乱序；

DVM操作类型

CHI定义了两类DVM事务：DVM Non-Sync和DVM Sync；这决定了RN是否先等当前操作完成再响应DVM snoop；

同步DVM只做同步动作；

非同步DVM非同步DVM就是 TLB/指令cache/分支预测 无效的操作；非同步DVM事务可以outstanding；

下面一个outstanding的例子：

  1. RNF/RND接收一个DVM Non-Sync的snoop操作；
  2. RNF/RND给MN发snoop响应，这只表明他接收了DVM事务，但不表示DVM事务的执行；
  3. MN给最初发DVM事务的RNF/RNI完成响应，表示别人已经收到DVM事务；

为了确保所有outstanding的DVM已经执行，看下面的例子：

  1. RNF发起同步DVM事务给MN，需要DVM Sync同步的outstanding的DVM事务，需要先回完成响应，才能发起DVM Sync；
  2. MN给所有的RNF和RND发起 DVM Sync的snoop；
  3. 每个RN需要确保前面收到的outstanding的DVM事务都已经执行；
  4. 所有RN给MN回snoop响应，表示所有的DVM操作已经执行完成；
  5. MN在给发DVM Sync的RN发起完成响应；

ARM核的DSB指令会产生DVM Sync操作，但是实现如果确认没有需要同步的DVM操作时，可以不用发DVM Sync；

DVM操作流

下面是一个TLB无效的DVM事务 + DVM Sync；

  1. RN0给Mn发TLB无效的DVM事务；
  2. MN响应DBIDResp，表示他可以接收DVM事务的第二步；
  3. RN0给MN发起写数据消息，作为DVM事务的第二步；
  4. MN给RN1发起两步DVM事务；
  5. RN1通过给MN发送snoop响应表示已经接收DVM请求；
  6. MN接收snoop响应；
  7. MN给RN0发完成响应；
  8. RN0给MN发起DVM Sync；
  9. MN给RN0回DBIDResp；
  10. RN0给MN发写数据消息， 作为DVM事务的第二步；
  11. MN给RN1发DVM Sync snoop；
  12. RN1执行完所有outstanding的DVM操作；
  13. RN1给MN发snoop响应，表示已经执行完所有操作；
  14. MN给RN0发完成响应，作为DVN Sync的响应；

Cache stashing

cache stash是把数据放在系统特定cache中的机制，通过把数据放在临近将来要用的位置，减少访问延时来提升系统的性能；

一般情况下，RNI和RND会发stash操作，stash请求只是一个建议，并不是强制的要求；一个设备收到stash类型的操作，也可以忽略掉；

CHI有两种cache stash事务：带数据的和不带数据的；

stash传输流

基础的传输示例：

  1. RN通过REQ通道发起stash请求；
  2. stash请求发给HNF；
  3. HNF可以有如下方式：
  • 忽略stash事务，把它当成非stash的操作；
  • 支持stash，给RNF发snoopRNF把cacheline预取至自己cache中；
  1. stash目标RNF收到一个Stashing Snoop；

RNF可以有如下方式：

  • 回Snoop响应，就像收到使用datapull机制的cacheline读一样；
  • 不使用datapull回snoop响应，然后发起那个cacheline的读；
  • 回snoop响应，不预取这个cacheline，忽略掉stash的提示；

stash snoop请求

所有的cache stash请求发给HNF节点，HNF处理cache stash请求，他会给RNF发stashing snoop；

CHI有四种类型的cache stash事务：
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cache stash控制域段

stash事务REQ，snoop，response，data FLIT均有下面域段：

  • stash目的节点NodeID
  • RNF中的逻辑处理器cache，比如L2$
  • 是否会使用datapull机制

stash事务REQ FLIT使用下面域段：

  • StashNID
  • StashNIDValid，标识是否有用StashNID
  • StashLPID
  • StashLPIDValid，标识StashLPID是否有使用；

snoop FLIT有如下域段：

  • StashLPID和StashLPIDValid
  • DoNotDataPull

写数据的传输
RN发起WriteUniqueStash来写一个新数据并且希望Target来stash这个数据；写的cacheline可以是full或者partial；

下面是一个RNI发起stash操作的例子，目标节点是RNF：

  1. RNI发起WriteUniqueFullStash，为了简化流程，例子不给RNF的DBIDResp
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  2. HNF收到stash事务后发送SnpMakeInvalidStash给HNF
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  3. RNF接收HNF的snoop
  4. RNF接收stash并且返回snoop resp

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5. 如果使用datapull，RNF要么发起一个带implicit读请求的snoop响应，或者一个snoop响应和一个单独的读请求，这里是一个implicit snoop响应和读请求，不是完整的datapull流程；
6. HNF发送从RNI收到的写数据给RNF；

无写数据的传输

  1. RNI发起StashOnceUnique请求到HNF；
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  2. HNF接收stash请求；
  3. HNF给主存发ReadNoSnp来获取cacheline，同时发起SnpStashUnique给RNF；
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  4. 主存把cacheline数据给到HNF；
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  5. RNF响应snoop，请求cacheline；
  6. HNF把cacheline数据给到RNF；

如果stash没有对应的Target，那么HNF就是stash target；如果HNF要做stash，就发起ReadNoSnp到主存，拿到数据之后存到自己的cache里；

datapull机制

datapull机制是可以在snoop响应中带一个读请求，这样可以少发一个读请求；只在stash snoop中可以用；

RNF收到要求datapull的snoop，可以使用datapull或者单独发一个读请求；
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I/O Deallocation

CHI提供了IO请求者释放全一致性节点cacheline的提示操作；I/O Deallocation操作可以提示一个cacheline应当invalid掉，脏数据可以踢下去或者直接丢掉；因为是提示性操作，一致性节点也可以只回数据而不无效掉cacheline；注意提示性操作不能替代CMO；

CHI有两种I/O deallocation事务：ReadOnceCleanInvalid和ReadOnceMakeInvalid；这俩对于防止cache被不在用的数据污染很有效(防止命中率下降)，MakeInvalid和CleanInvalid的区别是，MakeInvalid是不踢入主存，直接把数据丢掉，所以使用时要小心一些；

I/O Deallocation示例

ReadOnceCleanInvalid的例子：
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然后RNF无效掉自己的脏cacheline并刷到HNF中，HNF把数据给到RNI，并写入主存；

DMT，DCT和PrefetchTgt

DMT和DCT可以让数据直接在RN和SN之间传输，省的中间经过HN的转发拖慢性能；但是传输完成的时候，HN仍然需要收到CompAck来确认传输已经完成；

PrefetchTgt事务可以减少内存访问的延时，PrefetchTgt可以直接由RNF送到SNF，不需要返回数据，MC可以把这个作为一提示，提前把数据放到读buffer中；这样后面普通的读下来的时候，数据可以很快回去；

DMT

对于读事务的DMT传输，见下图：
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MC取回数据后直接把数据给到CPU；

使用DMT之后ICN的效率高了很多，绝大多数的读操作都可以使用DMT，cache stash导致的DataPull也可以使用DMT；

不能使用DMT的请求：

  • EX操作；
  • ReadNoSnp并且ExpCompAck = 0并且Order != 0
  • ReadOnce并且ExpCompAck = 0并且Order != 0

为了支持DMT，CHI包含了如下ID域段：

  • REQ FLIT使用ReturnNID和ReturnTxnID
  • DATA FLIT使用HomeNID

DMT传输流示例：
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有order要求的DMT传输示例：
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当HNF收到Read Receipt之后就可以把自己的资源释放了；

Prefetch Target

PrefetchTgt可以提升DMT的效率，其由RN直接发给SNF，不需要响应，不需要TxnID，不计入outstanding，SNF也可以选择忽略掉这个事务；

如果SNF决定预取数据，它会一直buffer住数据，直到发生了对这个地址的读操作；一般情况下认为很快就有一个读事务走常规路径(RN->HN->SN)过来；

DATA FLIT的DataSource域段，可以用来指示RNPrefetchTgt事务是否有用：
— 0bR0110 PrefetchTgt 对于本次传输有用.
提前预取数据对于数据传输而言延时降低；
— 0bR0111 PrefetchTgt 本次传输没有用
和普通的读而言，本次数据预取没有改善延时；

RN可以根据上面的反馈来调整是否发送PrefetchTgt；

流程比较好理解，这里就不详细描述了；对于RN而言，就是在知道会miss的情况下先发PrefetchTgt再发读事务；

DCT

为了减少snoop hit的延时，引入DCT；和DMT类似，DCT是用于snoop数据传输的；

对于信号量和生产者-消费者这种类型的工作负载(常见的并发控制和同步机制。这些用例从数据一致性技术中受益，因为它们通常涉及多个进程或线程共享和修改共同资源)，DCT可以带来性能提升。

Forward Snoop Requests

Forward Snoop 请求告诉被snoop的RNF把snoop数据直接给到原始的RN，除了原子事务和EX事务，均可使用DCT；

Forward Snoop需要下面域段：

  • FwdNID
  • FwdTxnID
  • RetToSrc 为1要求snoopee把cacheline给到HN节点，防止后面访问这个地址又要snoop；

DATA FLIT和RESP FLIT需要一个FwdState域段，这个域段告诉HNF DCT数据的cache状态以供SF维护一致性； 同时cache状态通常会在RESP域段中给到原始RNF；

和普通的读一样，原始RN通过CompData消息来接受snoop数据；
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RetToSrc = 0的传输流图：

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RetToSrc = 1的传输流图：
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原子操作

使用原子操作，相比EX操作可以节省大量时间；原子事务可以一次执行多个原子性的操作不被打断；
原子操作类型有四个：

  • AtomicStore
  • AtomicLoad
  • AtomicSwap
  • AtomicCompare

对于AtomicStore ，支持如下细分操作：
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对于AtomicLoad，支持如下细分操作：
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对于AtomicSwap，target把原始数据和事务携带数据相交换，再返回原始数据；

对于AtomicCompare，事务会携带两个值，比较值和交换值，target拿比较值和原始数据进行比较，如果数据相等，target把swap值写进去，如果不相等，target不会写目标地址；返回数据为目标地址的原始数据；

下面是一个有数据返回的原子操作传输流，其他场景见协议5.4章节；
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RAS特性

CHI支持下面RAS特性：

  • 数据poison和datacheck来标识失效数据
  • Trace Tag来帮助分析和调试

poison和datacheck

一般ECC算法都是纠一检二，超过1bit错误哦叫做不可久错误(UR或者UCE，注意根据上下文和cache状态相区别)，把数据标记为有毒的，poison标识会和数据一起传递直到数据被消费，这允许即使数据错了也可以让系统使用；

poison的粒度可以是64或者128bit；

数据被消费的含义：

  • 数据被用来做计算了；
  • 数据被给到了不支持poison的地方；这种情况需要进入异常；

datacheck提供data域段的奇偶校验，8bit粒度对应1bit的datacheck校验位；

TraceTag

CHI每个通道都有1bit的TraceTag，TraceTag为1表示这个FLIT被标记来做trace，所有后面的FLIT也要打上trace标记，RN事务导致后面新产生的事务；比如导致HNF产生额外的命令；

TraceTag可以在初始RN节点置1，也可以在ICN的中间节点置1；比如中间的观测节点可以把TraceTag置1；也可以中间的观测节点被设置为所有路过去往地址A的事务都把TraceTag置1；

传输流示例：

  1. RN0发送地址A的MakeUnique请求到HN3：
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  2. ICN把snoop和snoop的响应的TraceTag都置1；
  3. RN2发送ReadShared事务给HN3，ReadShared事务产生的snoop的TraceTag为0；

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4. HNF给RN0发送完成响应，TraceTag为1；

这篇关于CHI协议学习的文章就介绍到这儿，希望我们推荐的文章对编程师们有所帮助！


http://www.chinasem.cn/article/771565。

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