“第六十五天”

        固态硬盘：SSD

原理：基于闪存技术Flash Memory ，属于电可擦除ROM，即EEPROM；

由闪存翻译层和存储介质组成；闪存翻译层负责翻译逻辑块号，找到对应页，存储介质是由多个闪存芯片构成的，每一个芯片包含多个块，每个块包含多个页。

（固态硬盘的读取和写入是以“页”为单位的，在固态硬盘的内部结构中，数据存储在被称为“页”的小单元中。一般情况下，一个页的大小是4 KB或8 KB。这里也在提一下，外存由固态硬盘和机械硬盘，固态硬盘的读写单位是 “ 页 ” ，而机械硬盘的是 “ 扇区 ” ，主存的就是内存，是RAM（实际上是RAM和小部分ROM的结合），读取单位一般是 “字节”）

读写性能特性：以“ 页 ”为单位读写，相当于磁盘的“ 扇区 ” ，以块为单位“ 擦除 ”，擦干净的块，其中的每页都可以写一次，读无限次。 支持随机访问（机械硬盘是随机访问和顺序访问的结合），系统给定一个逻辑地址，闪存翻译层可通过电路迅速定位到对应的物理地址。（这里擦除前把块里面的其他页复制到一个新的块的过程中，数据的物理地址是发生改变的（有一个块到另一个块），但系统会自动地把这个新的物理地址映射到原来的逻辑地址）             固态硬盘 读快，写慢，因为要写的页如果有数据的话，需要先将块内其他页全部复制到一个新的（擦除过的）块中，再写入新的页。

        与机械硬盘相比：SSD的读写速度快，随机访问性能高，用电路控制访问位置，而机械硬盘则是通过移动磁臂旋转控制访问位置，有寻道时间和旋转延迟。          SSD安静无噪音，耐摔抗震，能耗低，造假更贵。            SSD的一个 块 被擦除次数过多的话可能会坏掉（重复写同一个快），而机械硬盘的扇区不会因为写入次数太多而坏掉。（因为机械硬盘中，磁盘的扇区是通过改变磁性颗粒的磁化方向来存储数据的。SSD的闪存技术是这样的）

        磨损均衡技术：思想：将“ 擦除 ” 平均分布在各个块上，以提升使用寿命  ；  对此有两种方式，动态磨损均衡，静态磨损均衡。前者是写入数据的时候，优先选择累计擦除次数少的新闪存块，后者是SSD监测并自动进行数据分配、迁移，让老旧的闪存快承担以读为主的储存任务，让较新的闪存块承担更多的写任务。

        Cache的基本原理和基本概念：

        我们的程序或者软件的数据都是存在辅存上的，当我们启动一个程序或者软件的时候，那么系统就会将对应的数据拷贝到内存上。然后CPU就从内存一条条的取指令处理数据，但内存的读写速度相对于CPU很慢，会导致速度矛盾。而我们在真正使用软件的时候，一段时间内我们通常使用的是其中的某个功能，而不是全部功能。比如我们再打视频电话的时候，CPU大概率需要的指令代码都是和"视频聊天相关的"，于是我们便在内存和之间加入了一个Cache，Cache里面存储的就是内存中我们当前经常使用所需要的那部分代码，由于Cache的速度比内存快很多，那么CPU和内存之间的速度矛盾便得到了一定的缓解。（实际上，Cache是被集成在CPU内部的，通过SRAM实现，速度快，成本高 ）

        局部性原理：

        空间局部性：在最近的未来要用到的信息（指令和数据），很可能与现在正在使用的信息在存储空间上是邻近的。如：数组元素，顺序执行的指令代码。

        时间局限性：在最近的未来要用到的信息，很可能是现在正在使用的信息。如：循环结构的指令代码。

如果基于局部性原理的话，就可以把CPU目前访问的地址 “ 周围 ” 的部分数据放到Cache中。

基于上面，我们还需要界定什么是 “ 周围 ” ，对此我们将主存的存储空间 “ 分块 ” （主存地址进一步拆分为 主存块号 和 块内地址），主存和Cache之间以 “ 块 ”为单位进行数据交换 ，在操作系统中，通常将主存中的“一个块”也称为“ 一个 页/页面/页框”，Cache中的 “ 块 ”也称为 “ 行 ”。而每次被访问的主存块，一定会被立即调入Cache。

对于Cache的性能分析关于Cache的命中率和缺失率，访问方式也有两种，一种是先访问Cache，发现未命中再访问主存，另一种是同时访问Cache和主存，若Cache命中的话则停止访问主存。

        Cache——主存的映射方式;

全相联映射：主存块可以放在Cache的任意位置；

直接映射：每个主存块只能放到一个特定的位置，Cache块号 = 主存块号 % Cache总块数；

组相联映射：Cache块分为若干组，每个主存块可放到特定分组中的任意一个位置，

组号 = 主存块号 % 分组数 。

这里还是要提模求余这个东西看样子主要应用还真不是求余。

为了区分Cache中存放的是哪个主存块，需要给每个Cache块增加一个“ 标记 ”，用来记录对应的主存块号，除了标记外，还要增加一个有效位，来表示当前的Cache块是否存有数据。

        全相联映射：随意放

        对于全相联映射，主存的主存块有多少，标记就需要多少位，比如如果某个计算机的主存地址空间大小是256MB（B表示字节，b表示比特），按字节编址，其数据Cache有8个Cache行，行长64B，256MB对于的是2^28bit，也就是主存的地址共28位，由于Cache的行长是64B，则主存可以划为256MB / 64B=2^22个块，所以主存地址有22位的主存块号和6位的块内地址。所以Cache的标志也应该是22位，还要再外加一位的有效位，表示当前块是否被占用。

        全相联映射，CPU访问主存地址的时候，先是把这个主存地址的前22位（以上面的例子为例，实际不一定）对比Cache中的所有块的标记，            如果标记匹配且有效位为 1 的话，则意味着Cache命中，便访问块内地址对应的单元 ，               如果未命中，或者有效位为 0 ，则正常访问主存。

优点在于Cache存储空间利用充分，命中率高，缺点在于查找标记最慢，有可能要对比所有行的标记。

        直接映射;只能放固定位置，主存块号%Cache总块数

        对于直接映射（同样的以上面例子为例），实际上Cache的总块数如果视为 2^n,那么主存块号中末尾的n位都直接反映在它在Cache中的位置，比如上面的这个Cache有8行，也就是 2^3 ,那么主存块号的末尾三位就可以通过在Cache中的位置推断出来，如块号为8（1000）的放在Cache的行0（0000）（8%8）（0~7），块11（1011）放在Cache的行3（011），也就是模求余之后相当于留下最后n位的二进制数，我们可以利用这个特性对Cache的标志进行优化，也就是省略后面的n位，将主存块号的其余位作为标记即可，这样上例原本标记的22位就可以变成 19位。（这样主存的地址中主存块号又可以进一步划分为标记和行号，上例的原本的22位主存块号可进一步划分为19位的标记和3位的行号）。

        CPU访问主存地址时，首先根据主存块号的后n位的行号确定Cache的行，       然后如果主存块号的前m位（m等于主存块号减去行号n，也就是标记的位数）与Cache标记匹配且有效位为1，那么Cache命中，访问对应的地址单元，            若未命中或者有效位为 0 ，则正常访问主存。

优点在于对于任意一个地址，只需要对比一个标记，查找标记最快，缺点在于Cache存储空间利用不充分，命中率低。

        组相联映射：可放到特定分组，所属分组=主存块号%分组数

这个和直接映        射时有点类似的，更像是前面两种的中和，把Cache的多个行分为若干个组，比如上面的8行分为四组，一组有两个块，这样同样的分组数如果是2^n，那么主存块号中末尾的后n位就表示组号，在第几组，这样的话标记位数可能不如直接映射那么少（比如这里四组是2^2，那么标记就是20位，而直接映射是19位），那也是映射更加灵活（直接映射的话，主存的第n块，只能映射到对应到Cache的一个块，而组相联映射的话，主存的第n块，映射到的是Cache对应的一个组，这个组里面的块只有没有被占，就都可以放）。（主存块号这里可以划分位标记和组号）

        CPU访问主存地址，首先根据主存块号的后n位（这里的n对应的是组号），确定所属分组号，然后和组里面的块挨个比较，如果主存块号中的标记和分组内的某个标记匹配且有效位为 1 ，那么命中，访问对应的单元，若没有命中或有效位为 0 ，则正常访问主存。

优点缺点实际上就是上面两种方式的折中，综合效果较好。

n路组相联映射——每n个Cache行为一组。