杜 嬌，錢育蓉，張 猛，趙京霞，張文沖

(新疆大學(xué)軟件學(xué)院，新疆 烏魯木齊 830008)

0 引言

大數(shù)據(jù)時代，數(shù)據(jù)密集型應(yīng)用的比例逐漸超過計算密集型應(yīng)用，成為計算機系統(tǒng)中的主流應(yīng)用[1]，內(nèi)存計算也隨之迅速發(fā)展，對存儲系統(tǒng)的容量、性能、功耗以及可拓展性不斷提出了更高的要求.目前的存儲系統(tǒng)中，應(yīng)用最廣泛的存儲器件是傳統(tǒng)的動態(tài)隨機存取存儲器(Dynamic Random Access Memory，DRAM)，然而DRAM存儲技術(shù)受其本身工藝尺寸、存儲密度、掉電數(shù)據(jù)丟失等特性的限制[2]，難以滿足大數(shù)據(jù)時代對海量信息存儲的需求[3]，計算瓶頸問題逐漸轉(zhuǎn)化為I/O瓶頸問題，為能提供與計算能力相匹配的I/O能力，需對現(xiàn)有的存儲系統(tǒng)進行優(yōu)化甚至變革.

近年來，新型非易失性存儲器(Non-Volatile Memory，NVM)憑借其非易失性、漏電功耗低、存儲密度高和擴展性強等特性，為計算機存儲系統(tǒng)的發(fā)展帶來了新方向[4]，但NVM各存儲單元存在壽命限制以及讀寫性能不對稱等問題，因此要真正發(fā)揮非易失存儲器的優(yōu)勢，解決上述兩個問題是前提.

改進目前主流內(nèi)存設(shè)備(DRAM)的能力，在很長一段時間內(nèi)，科研工作者將壓縮DRAM工藝尺寸和成本，提高容量，降低其能耗作為研究目標，但DRAM面臨的一些問題依然沒有得到較好的解決.除此之外，目前應(yīng)用廣泛的還有閃存，閃存與磁盤相比無機械延遲，速度也相對較快，但遠遠不及阻變存儲器(Resistive Random Access Memory，RRAM)、相變存儲器(Phase Change Memory，PCM)等新型非易失存儲器.楊濮源等[5]基于磁盤和固態(tài)硬盤構(gòu)建混合存儲系統(tǒng)，對數(shù)據(jù)頁進行精準分類，雖然提升性能，但固態(tài)硬盤與NVM相比較，在存儲性能方面仍然存在一定差距.

在非易失性存儲器領(lǐng)域方面國內(nèi)外學(xué)者也展開了許多研究.一部分研究者從材料及工藝出發(fā)，致力于研制更高性價比的存儲介質(zhì).另一部分學(xué)者從軟件層面出發(fā)，尋求提高存儲系統(tǒng)能力的方法.W.Wei等[6]為了能夠更準確地反映NVM混合主存系統(tǒng)中最后一級高速緩存的性能，設(shè)計了TMPKI(Transformed Misses Per-Kilo Instructions)性能度量制式；沈凡凡等[7]為降低緩存單元的寫壓力，提出了一種SRAM輔助新型非易失性緩存的磨損均衡方法；D.Liu等[8]將NVM上的寫操作在整個NVM芯片空間內(nèi)平均分布，通過磨損均衡的方法提高NVM的壽命.

通過對新型非易失性存儲器及混合存儲的研究現(xiàn)狀及背景進行分析，發(fā)現(xiàn)目前引入NVM構(gòu)建混合內(nèi)存系統(tǒng)主要有3種結(jié)構(gòu)：第1種是NVM完全取代DRAM作為內(nèi)存；第2種是NVM與DRAM構(gòu)成混合內(nèi)存，但兩者處于同一層次；第3種是DRAM與NVM采用層次結(jié)構(gòu)構(gòu)成混合內(nèi)存結(jié)構(gòu)[9]，這種情況下，DRAM充當緩存的角色.針對第1種結(jié)構(gòu)，NVM目前存在寫操作延遲大、壽命有限的缺點，因此單獨使用NVM作為內(nèi)存是不可行的.若采用第2種層次結(jié)構(gòu)，則內(nèi)存的大小為NVM的大小，處理器對DRAM是未知的，同時DRAM與NVM之間需要頻繁交換數(shù)據(jù)，會影響系統(tǒng)的性能.因此本文基于第3種的混合內(nèi)存結(jié)構(gòu)進行了研究.

本文基于DRAM和RRAM構(gòu)建一種DRAM-RRAM混合存儲模型，針對混合內(nèi)存結(jié)構(gòu)中RRAM寫延遲大以及寫耐性有限的缺陷，從減少RRAM上寫操作數(shù)量的角度出發(fā)，提出一種混合內(nèi)存管理策略，主要思想是通過將請求頁面按照寫訪問熱度進行劃分，將最近多次被寫的頁面設(shè)置為熱寫頁面，與之相對應(yīng)的，將最近很少發(fā)生寫操作的頁面定義為冷寫頁面，把熱寫頁面盡可能放置到DRAM上，冷寫頁面存到RRAM上，減少RRAM上的寫次數(shù)，達到提高系統(tǒng)性能、延長RRAM壽命的目的.

1 混合內(nèi)存模型

1.1 阻變存儲器

RRAM存儲數(shù)據(jù)信息的方式是基于阻值變化的，它利用薄膜材料在不同電流激勵的作用下出現(xiàn)高低阻態(tài)之間的可逆轉(zhuǎn)變現(xiàn)象來進行數(shù)據(jù)存儲[10]，高阻值時寫“1”，低阻值時寫“0”，與DRAM相比不需要充電操作，空閑時不耗能.其結(jié)構(gòu)簡單，由金屬-介質(zhì)-金屬構(gòu)成，有利于實現(xiàn)三維的高密度集成.國際半導(dǎo)體技術(shù)路線圖組織在其2013年度報告中指出，RRAM將成為下一代存儲器中最有力的候選者[11].

從單元存儲密度、容量、讀寫延遲、耐久性、寫能耗和易失性等方面出發(fā)，將RRAM與常用存儲器件DRAM、NAND Flash進行了對比，見表1.發(fā)現(xiàn)DRAM的讀寫延遲小，耐久性好，但其功耗高，存儲密度相對較低.RRAM在功耗、讀寫性能、耐性等方面都優(yōu)于目前流行的閃存.

表1 常用存儲技術(shù)比較

1.2 混合內(nèi)存結(jié)構(gòu)

在DRAM-RRAM混合內(nèi)存系統(tǒng)中，不僅要對DRAM的特性進行模擬重現(xiàn)，還需模擬RRAM特性，因此需要設(shè)計一個混合內(nèi)存控制器來進行管理和控制，充當橋梁的角色，分別為上層和下層提供一個接口，響應(yīng)上層下發(fā)的請求，并通過接口從下層存儲介質(zhì)中查詢，并將執(zhí)行完的數(shù)據(jù)返回給CPU.圖1展示了引入RRAM后的混合內(nèi)存體系結(jié)構(gòu).傳統(tǒng)的內(nèi)存是直接與內(nèi)存總線相連接的，而本文則將DRAM和RRAM連接到內(nèi)存控制器上，內(nèi)存控制器再與內(nèi)存總線連接.

圖1 混合內(nèi)存體系結(jié)構(gòu)

內(nèi)存控制器負責管理DRAM和RRAM內(nèi)存，主要工作包含管理數(shù)據(jù)的訪存，實現(xiàn)地址映射、維護分區(qū)列表、命令產(chǎn)生、讀寫調(diào)度控制等，同時管理每一個對內(nèi)存發(fā)起訪問的請求.其中DRAM和RRAM分別設(shè)計存儲管理模塊，二者的地址空間是分別獨立的，任何時候一個數(shù)據(jù)頁只存在于一個設(shè)備上.內(nèi)存控制器維護DRAM和RRAM的分區(qū)列表，根據(jù)請求地址將請求發(fā)送到相應(yīng)的內(nèi)存，DRAM與RRAM之間進行數(shù)據(jù)遷移.

混合內(nèi)存控制器中請求下發(fā)執(zhí)行過程如圖2所示，具體如下：

(1) 當內(nèi)存訪問請求到達時，內(nèi)存控制器對訪問請求進行解析，獲得請求類型、地址、大小等信息，請求信息進行保存.

(2) 判斷該請求操作的頁面是否在內(nèi)存中.若請求命中執(zhí)行步驟3，未命中執(zhí)行步驟5.

(3) 對請求類型進行判斷，若為讀請求，根據(jù)地址映射關(guān)系表中的信息，到DRAM或者RRAM中進行查找，找成功，則返回結(jié)果，本次請求處理結(jié)束.

(4) 若為寫請求，首先判斷DRAM上是否有存儲空間，若有則寫入DRAM中，若沒有則存入RRAM中.最后將結(jié)果返回內(nèi)存控制器，進一步返回給CPU.

(5) 若請求未命中，產(chǎn)生一個缺頁中斷.在外存中查找，當讀操作發(fā)生缺頁中斷程序從外存讀取請求頁時，優(yōu)先考慮將請求頁寫入DRAM中，若DRAM中沒有空間時則寫入RRAM中.目的是減少RRAM的寫次數(shù)，因為RRAM具有較高的寫延遲(相對于DRAM).

圖2 請求下發(fā)流程

2 基于寫熱度的混合內(nèi)存頁面遷移策略

2.1 寫頁面熱度定義

對寫頁面的熱度進行定義是為了體現(xiàn)頁面最近被寫訪問的情況，若一個頁面最近一段時間被經(jīng)常執(zhí)行寫操作，則該頁面可能為熱寫頁面；若一個頁面最近一段時間內(nèi)沒有被寫過，則預(yù)測該頁面在以后的一段時間內(nèi)也可能不會被寫訪問，則把該頁面的狀態(tài)設(shè)置為冷寫頁面.

LIRS(Low Inter-reference Recency Set，LIRS)替換算法是針對最近未使用算法(Least recently used，LRU)的優(yōu)化，受LIRS算法中IRR(Inter-Reference Recency)參數(shù)(記錄一個頁面最近2次的訪問間隔)思想啟發(fā)[12].本文將頁面最近寫訪問發(fā)生的那個時刻定義為current，將current之后的時間定義為future，將current的上一個寫訪問發(fā)生的時刻定義history，通過添加以下2個計數(shù)器共同判定寫頁面的冷熱狀態(tài)，這樣的好處是既考慮了該頁面的歷史訪問情況，又兼顧了該頁面將來的訪問情況，如圖3所示.

定義1 歷史寫距離count(history).記錄頁面在最后一次和倒數(shù)第二次發(fā)生寫操作期間，其他被寫過的頁面的數(shù)目，該數(shù)值可以反映頁面曾經(jīng)被寫的冷熱程度.如果某個頁面只發(fā)生過一次或沒有發(fā)生過寫訪問，則count(history)值無窮大.

定義2 將來寫距離count(future)：表示一個頁面在最后一次被寫訪問后，即該頁面的current時刻之后，其他被寫過的頁面的數(shù)目.

count(history)，count(future)不統(tǒng)計在同一頁面上發(fā)生重復(fù)寫訪問的情況，認為對其他頁面中的同一頁面發(fā)送重復(fù)寫訪問不會影響當前頁面的寫熱度.如圖3中，頁面1上2次寫操作期間，其他頁面共發(fā)生了3次寫操作，其中頁面2上發(fā)生了2次，但我們只記錄1次，不重復(fù)記錄，因此頁面1的count(history)=2，count(future)=2.

圖3 頁面訪問的3個時刻

用count(history)和count(future)兩個值來評估一個頁面的熱寫度，可以防止一個頁面count(history)很小，但很久沒有被寫過的頁面判斷為熱寫頁的情況發(fā)生.目的是盡量將熱寫頁存到DRAM上，所以在該混合內(nèi)存結(jié)構(gòu)下，DRAM中允許存儲的熱寫頁面數(shù)為DRAM能存儲的最大頁面數(shù).

2.2 寫頁面熱度狀態(tài)轉(zhuǎn)換過程

表2描述了一個寫頁面從冷寫頁狀態(tài)轉(zhuǎn)變到熱寫頁狀態(tài)的過程.

表2 寫頁面熱度變化過程

假設(shè)內(nèi)存系統(tǒng)允許的最大的熱頁面數(shù)目為5.在對頁面F的寫請求到達前，頁面A，B，C，D，E均為熱寫頁，其中頁面E的count(future)值和count(history)值均為最大，說明頁面E是所有熱寫頁中最近最久沒有被寫過的頁面，頁面轉(zhuǎn)變過程可以描述為：

(1) 頁面F最初的count(future)值為1，count(history)值為8.對頁面F的寫請求到達后，將其count(future)值與count(history)值進行更新，根據(jù)定義，其count(history)值被更新為其前一刻的count(future)的值，更新后的count(future)值為1，故更新后的頁面F的count(future)值為0，count(history)值為1.相應(yīng)的將其他頁面的count(future)也進行更新.

(2) 將頁面F更新后的count(future)值與頁面E的count(future)值比較，頁面F的count(future)值小，因此頁面F的熱寫度比頁面E更高.

(3) 將頁面E的狀態(tài)更改為冷寫頁狀態(tài)，頁面F的狀態(tài)更改為熱寫頁，頁面E遷移到RRAM上或者被換出.

2.3 頁面遷移

在混合內(nèi)存DRAM-RRAM結(jié)構(gòu)下，DRAM與RRAM之間需要進行頁面遷移操作.當從RRAM向DRAM中遷移時，說明該頁面為熱寫頁，采用立即遷移的方式；當DRAM向RRAM中遷移時，說明該頁面狀態(tài)為冷寫頁，若DRAM中仍有剩余空間，先不執(zhí)行遷移操作，當不得不遷移時再執(zhí)行，目的是為了減少RRAM上的寫操作次數(shù)，因此，此時采用延遲遷移的方式.為保證訪問命中率，頁面替換采用的是傳統(tǒng)的clock算法規(guī)則.通過兩個鏈表管理頁面，全局clock、寫clock.

全局鏈表(clock)：管理所有的內(nèi)存頁面，即DRAM頁面與RRAM頁面.當請求未命中時，從此鏈表中選擇需要換出的頁面.

寫clock：記錄最近發(fā)生寫操作的頁面信息，同時包含部分被換出內(nèi)存的頁面信息，count(future)max為熱寫頁面中熱度最低的頁面，因此只追蹤比count(future)max小的頁面信息，就可以檢測到熱寫頁，該鏈表主要用于判斷頁面的熱寫度狀態(tài).

當寫請求命中，但頁面位于RRAM上時，若該頁面狀態(tài)正好從冷寫頁轉(zhuǎn)換為熱寫頁，先將其遷移到DRAM上，然后再執(zhí)行寫操作.

當寫請求未命中時，從外存調(diào)入所需頁面，同時將其存儲到DRAM上，因為寫請求未命中時，會對內(nèi)存產(chǎn)生兩次寫操作：一次是從外存寫入時；另一次是寫請求的執(zhí)行.因此，為了減少在RRAM上的寫操作，將其存儲到DRAM上.若DRAM上沒有存儲空間，執(zhí)行頁面遷移操作，將DRAM上的冷寫頁遷移到RRAM上，為新讀入的頁面讓出空間.

當一個頁面被選中，需換出內(nèi)存時，將其歷史寫信息保存一段時間.因為該頁面可能在不久將來會再次被請求，這時候，若該頁面曾是熱寫頁，則將其存于DRAM上，否則分配任意空間.

2.4 算法描述

從請求命中和未命中兩種情況展開描述.為每一個頁面設(shè)置寫冷熱標志位、訪問位、讀訪問位、寫訪問位等狀態(tài)信息，將其初始值均設(shè)置為“0”.

算法1：請求命中處理

Input：the requested page isp，operation typeop

Output：the address of thep

p.reference _bit=1；

/將訪問頁狀態(tài)置1，頁面替換時需要使用此狀態(tài)位.

if (opis read ) then

p.read_reference=1；∥讀訪問位置1

else if (opis write ) then

if (opin write_clock) then

p.write_reference=1；∥寫訪問位置1

if (pin RRAM) then

if( DRAM have free pages) then

migratepto DRAM；

else∥DRAM上沒有空閑

use the migration strategy，then write the pagep；

∥在DRAM上選擇一個冷寫頁q遷移到RRAM，將頁面P遷移到q的位置

else

setpin DRAM；

else∥頁面P不在write_clock中

addpto the write_clock；

setpis write-cold；p.write_reference_bit=0；

算法2：請求未命中處理過程

討論DRAM、RRAM上的空間已滿的情況，請求未命中處理過程.因為若DRAM或RRAM上尚有空間，則請求頁可直接調(diào)入內(nèi)存.

Input：the requested page isp，operation typeop

Output：the address of thep

use clock policy to replace a pageqfrom global_clock；

if (opis read ) then∥請求為讀操作

if (pin write_clock andpis a write-hot page) then

if (qin RRAM ) then

use the migration strategy to find a DRAM write-cold pagef；

if (havef) then

migrateffrom DRAM toq；

loadptof；

else∥q在DRAM上

loadptoq；

else∥請求為寫操作

if (pin write_clock ) then

p.write_reference_bit=1；

else

addpto the write_clock；

setpto write-cold；p.write_reference_bit=0；

if (write_clock is full) then move out a write_clod page；

if (qis in RRAM) then

use the migration strategy to find a write-cold pagef；

migrateffrom DRAM toq；

loadpto DRAM；

addpto global_clock；

setp.reference_bit=1.

3 實驗部分

3.1 實驗環(huán)境

為了同時仿真DRAM和RRAM的特性，本文在GEM5和 NVMain的基礎(chǔ)上，構(gòu)建DRAM-RRAM混合內(nèi)存模擬器，通過混合內(nèi)存控制器來負責調(diào)度上層下發(fā)的請求，并將執(zhí)行完的數(shù)據(jù)返回給CPU，環(huán)境配置信息如表3所示.

表3 實驗環(huán)境配置信息

本文采用的基準測試程序集是PARSEC[13]，該測試集由多線程應(yīng)用程序組成，是普林斯頓共享內(nèi)存計算機應(yīng)用庫，是一種并發(fā)程序測試集，它包含的不同領(lǐng)域的應(yīng)用程序可以代表未來的發(fā)展方向.從中選取6個不同基準程序，包括blackscholes、bodytrack、canneal、facesim、streamcluster、x264)，輸入集選取simMidum規(guī)格進行實驗.

3.2 實驗與結(jié)果分析

實驗中設(shè)計了3種內(nèi)存結(jié)構(gòu)，分別為4 GB容量的DRAM、4 GB容量的RRAM和2 GB DRAM+2 GB RRAM，首先通過模擬器單獨在DRAM設(shè)備和RRAM設(shè)備上運行上述測試程序集，獲得單個設(shè)備的性能，然后在混合內(nèi)存結(jié)構(gòu)上運行同一測試集.

圖4展示了3種內(nèi)存結(jié)構(gòu)下不同基準的平均讀延遲，內(nèi)存總?cè)萘烤鶠? GB.在DRAM內(nèi)存結(jié)構(gòu)下，所有應(yīng)用的平均讀延遲最小，與RRAM內(nèi)存結(jié)構(gòu)相比，混合內(nèi)存結(jié)構(gòu)下部分應(yīng)用的讀延遲低，這是因為DRAM具有較快讀速度的物理性質(zhì).

圖4 不同內(nèi)存結(jié)構(gòu)下平均讀延遲比較

圖5展示了不同內(nèi)存結(jié)構(gòu)下，基準程序的平均寫延遲情況.整體來看，DRAM內(nèi)存結(jié)構(gòu)下的平均寫延遲最小，DRAM-RRAM混合內(nèi)存結(jié)構(gòu)的寫延遲大于DRAM內(nèi)存結(jié)構(gòu)，但比RRAM單獨作為內(nèi)存時寫延遲低.其中streamcluster基準程序在DRAM和DRAM-RRAM內(nèi)存結(jié)構(gòu)下的平均寫延遲接近，而facesim基準程序在DRAM-RRAM內(nèi)存結(jié)構(gòu)下的平均寫延遲較大，并未顯示出DRAM快速寫的特性.這主要是因為streamcluster屬于讀密集應(yīng)用，而facesim屬于寫密集應(yīng)用.也就是說，混合內(nèi)存結(jié)構(gòu)，對讀密集應(yīng)用具有更好的支持，對于寫密集型應(yīng)用可能會反映出RRAM寫延遲大的缺點，因為對于寫密集性應(yīng)用，當大量寫請求發(fā)送到RRAM上時，會帶來大量延遲.

圖5 不同內(nèi)存結(jié)構(gòu)下平均寫延遲比較

以上實驗中使用頁面管理算法是LRU算法，以下實驗將基于所提的寫熱度頁面遷移策略開展.從平均運行時間的角度，對其有效性進行驗證.

不用頁面管理策略下的平均運行時間見圖6，可以看到在混合內(nèi)存結(jié)構(gòu)DRAM-RRAM下，本文所提頁面管理策略與傳統(tǒng)的LRU算法相比，平均運行時間明顯降低，在寫密集應(yīng)用facesim上最為明顯，運行時間縮短了約31.2%.這是因為本文通過對寫頁面的熱度狀態(tài)進行定義，盡可能減少RRAM上的寫操作，降低由于RRAM寫操作帶來的延遲，同時使用clock頁面替換算法，保證了命中率，降低了整體運行時間，提高了系統(tǒng)性能.

圖6 不用頁面管理策略下的平均運行時間

4 結(jié)論

本文基于Gem5和NVMain構(gòu)建了DRAM-RRAM混合內(nèi)存模擬器，考慮混合內(nèi)存結(jié)構(gòu)下RRAM壽命及寫延遲較大的問題，提出一種基于寫熱度的混合內(nèi)存頁面遷移策略，根據(jù)頁面最近寫訪問情況，引入count(history)和count(future)計數(shù)器，對頁面的寫熱度狀態(tài)進行判定.實驗結(jié)果表明，本文構(gòu)建的混合內(nèi)存結(jié)構(gòu)，能在保證系統(tǒng)性能的情況下，增大內(nèi)存系統(tǒng)容量，所提頁面遷移策略能有效縮短系統(tǒng)運行時間，對于寫操作密集型應(yīng)用，降低效果更加明顯.本文考慮的是減少RRAM上寫操作數(shù)量，如何在此基礎(chǔ)上將RRAM上的寫操作平均分配到個各儲單元，還需進一步研究.