1、2003.3.113.1.2 存儲器的層次結構存儲器的層次結構第一層第二層第三層第四層第五層每級存儲器的性能參數可以表示為每級存儲器的性能參數可以表示為TiTi，SiSi，CiCi。存儲系統的。存儲系統的性能可表示為：性能可表示為：TiTi+1TiTi+1；SiSi+1SiCi+1CiCi+1。速速 度度 提提 高高容容 量量 增增 加加 通用寄存器通用寄存器M1高速緩沖存儲器高速緩沖存儲器M2 主存儲器主存儲器M3 脫機大容量存儲器脫機大容量存儲器M5 輔助存儲器輔助存儲器M4 2003.3.12 Data location Data identifacation Data replacem

2、ent Data Write policy2003.3.13地址映象與變換(P174)基本術語：基本術語： 邏輯地址邏輯地址（又稱為相對地址相對地址、虛地址虛地址）是程序員在編寫和編譯一個程序模塊時分配指令和數據的空間單位序號，總是從0開始（可以按字節編址、按CPU字編址等）。邏輯地址的取值范圍稱為邏輯地址空間邏輯地址空間、虛空間虛空間或虛存虛存。 物理地址物理地址（又稱為絕對地址絕對地址、實地址實地址）是任一級存儲器為全部存儲單元分配的序號。物理地址的取值范圍稱為物理地址空間物理地址空間、實空間實空間或實存實存。 從M1到Mn各層都有自己的物理地址空間，而對當前執行的程序模塊來說，邏輯地址空

3、間只有一個。 地址映象地址映象方式指的是虛頁集合與實頁集合的對應規則，或者說是約束關系。 地址變換地址變換（又叫虛實變換虛實變換）指邏輯地址到物理地址的變換過程或者算法。 頁失效頁失效指當前被訪問存儲級中沒有所需的信息，也就是不命中現象。 實頁爭用實頁爭用又叫實頁沖突實頁沖突，指虛頁調入時，根據地址映象方式劃定的實空間范圍內已沒有空閑實頁的狀況。2003.3.14存儲層次的管理方式(P147) 根據程序的局部化性質，存儲層次機構對用戶文件的管理應該劃分成較小的基本調度單位來進行。依劃分標準不同，存在3種存儲層次管理方式。(1)段式管理段式管理(P148) 段是程序中的一個邏輯單位，可以是一個程

4、序模塊，或者是一個數據結構。段的長度不一，但段內所有數據的信息屬性一般是相同的，便于統一進行信息保護。 每段使用獨立的邏輯地址空間，即都從0開始計算地址。 段式管理方法的主要缺點是各段長短不一，調進調出之后容易形成大量不規則的零碎空間。 段式管理方法的虛實變換算法是查段表(P150)。2003.3.15段式虛擬存儲器的地址映象 主程序（0段）1段2段3段段號段長起始地址01231K5002002008K16K9K30K段 表程序空間主存儲器01K05000200020008K9K16K30K2003.3.16段式虛擬存儲器的優點如下：程序的模塊性能好。對于大程序，可以劃分成多個程 序段，每個程

5、序段賦予不同的名字，由多個程序員并行編寫，分別編譯和調試。由于各個程序段在功能上是相互獨立的，因此，一個程序段的修改和增刪等不會影響其他程序段，從而可以縮短程序的編制和調試時間。便于程序和數據的共享。由于程序段是按功能來劃分的，如子程序段、數據段、表格段等。每個程序段有比較完整的功能，因此，被共享的可能性很大。程序的動態鏈接和調試比較容易。由于每個程序段都是一組有獨立意義的數據塊或具有完整功能的程序段，因此，在程序運行過程中，可以根據需要一次就把一個程序段或數據塊都裝入到主存儲器中，并且在裝入時才實行動態鏈接。 1.便于實現信息保護。在一般情況下，一段程序是否需要保護是根據這個程序的功能來決定

6、的。因此，只有在段表中設置一個信息保護字段，就能根據需要很方便地實現對該程序的保護。2003.3.17段式虛擬存儲器的缺點：地址變換所花費的時間比較長。從多用戶虛地址變換到主存實地址需要查兩次，做兩次加法運算。主存儲器的利用率往往比較低。由于每個程序段的長度不同的，一個程序段通常要裝在一個連續的主存空間中，程序段在主存儲器中不斷地調入調出，有些程序段在執行過程中還要動態增加長度，從而使得主存儲器中有很多的空隙存在。當然，也可以采用一些好的算法來減少空隙的數量，或者通過定時運行回收程序來合并著這些空隙，但這無疑增加了系統的開銷。1.對輔存（磁盤存儲器）的管理比較難。磁盤存儲器通常是按固定大小的塊

7、來訪問的，如何把不定長度的程序段映象到固定長度的磁盤存儲器中，需要做一次地址變換。 2003.3.18(2)頁式管理頁式管理(P151)。 頁是系統規定的固定長度單位。按頁劃分用戶文件可以避免上述零碎空間浪費。 我們把用戶文件劃分得到的一個長度單位稱為“虛頁虛頁”，因為它的頁號是在虛地址空間中編排的；實地址空間按頁的大小劃分得到的一個長度單位稱為“實頁實頁”。 頁式管理方法的主要缺點是按固定長度分出來的同一頁內常有不同屬性的信息，不便于信息保護的實現。 頁式管理方法的虛實變換算法是查頁表(P152)。頁號主存頁號0123主存儲器頁 表0頁1頁2頁3頁用戶程序頁式虛擬存儲器的地址映象2003.3

8、.19頁式虛擬存儲器的優點是：主存儲器的利用率比較高。每個用戶程序只有不到一頁（平均為半頁）的浪費，與段式虛擬存儲器每兩個程序段之間都有浪費相比要節省許多。頁表相對比較簡單。它需要保存的字段數比較少，一些關鍵字段的長度要短許多，因此，節省了頁表的存儲器容量。地址映象和變換的速度比較快。在把用戶程序裝入到主存儲器的過程中，只要建立用戶程序的虛頁號與主存儲器的實頁號之間的對應關系即可不必使用整個主存的地址長度，也不必考慮頁號的長度等。對輔存（磁盤存儲器）的管理比較容易。因為頁的大小一般取磁盤存儲器物理塊的大小（512字節）的整數倍。頁式虛擬存儲器的缺點主要有兩個： 程序的模塊化性能不好。由于用戶程

9、序是強制按照固定大小的頁來劃分的，而程序段的實際長度一般是不固定的。因此，頁式虛擬存儲器中一頁通常不能表示一個完整的程序功能。1.頁表很長，需要占用很大的存儲空間。通常，虛擬存儲器中的每一頁在頁表中都需要占用一個存儲字。2003.3.110(3)段頁式管理段頁式管理(P153)。 它把上述兩種管理方式結合起來，首先將整個文件分段，然后在各段內分頁，所以有一個段表和若干個頁表。 其虛實變換算法是先查段表，查出該段的頁表起始地址再查相應的頁表(P154)。 段頁式管理的主要缺點是多查一次表，虛實變換費時較多，占用空間也較大。 由于段頁式管理方法的最小調度單位仍是頁，或者說它是分段之后的分頁管理，為

10、了敘述簡單，下面的分析還是以頁式管理為模型。2003.3.111段頁式虛擬存儲器的地址映象0段（12K）1段（10K）2段（5K）每頁4KB頁表長度頁表地址332段 表0段0頁0段1頁0段2頁1段0頁1段1頁1段2頁0段頁表1段頁表2段0頁2段1頁2段頁表用戶程序主存儲器2003.3.112相聯目錄表技術1.1.頁表占用空間過大問題頁表占用空間過大問題 頁表必須存放在實存M1里。實際上，命中情況下的訪存時間等于查表時間加上訪問目標數據的時間，所以頁表不能放在M2。 頁表占用空間 = 頁表行數 每行寬度其中，頁表行數 = 虛存容量 / 頁面大小 以PC機為例，頁表行數 64G / 4K = 23

11、6 / 212 = 224 1600萬！按每行寬度6字節估算約需96MB。 減少頁表空間的思路分減少行數和減少行寬兩類。2.2.相聯目錄表方法（相聯目錄表方法（P158P158） 僅保留頁表中已裝入的虛頁記錄。為避免逐行比對，利用相聯存儲器存放此表，它具有并行比較功能，但價格遠高于普通存儲器。3.3.快慢表方法（快慢表方法（P159P159）4.4.通過地址映象減少行寬通過地址映象減少行寬 如下文所示2003.3.1134種常見的地址映象方式3.3.1 全相聯(P174) 全相聯全相聯就是無約束對應，或者說是一個完全關系，意思就是一個虛頁可以調入任何一個實頁。 虛存 實頁 0 1 2 3 0

12、0 1 實存 1 2 0 2 3 1 虛 3 4 2 頁 4 5 3 5 6 6 7 7 (a) 虛頁集合與實頁集合的對應關系 (b) 對應關系表（為有關系） 全相聯的地址映象方式與地址變換原理示意圖(a)(b)2003.3.114全相聯的地址映象方式與地址變換原理示意圖(c)虛地址虛頁號 P頁內偏移量 D實地址實頁號 p頁內偏移量d實頁號 裝入位 修改位表項 0 ： ： ： ： ：表項 P p1 0 ： ： ：表項 7 ： ：(c) 通過查表進行虛實變換全相聯的虛實變換信息完全來自于變換表。 全相聯映象使虛頁調入有最大的選擇范圍，發生實頁爭用可能性最小，調入/調出操作開銷也最少，有利于命中率

13、提高。但頁表占用空間和查表時間開銷較大, 實現成本較高，命中時的虛實變換時間也較多。由于頁表必須常駐實存，而主存-輔存層次的實存（即主存）相對Cache-主存層次的實存（即Cache存儲器）要低廉一些，所以全相聯映象一般用于主存-輔存層次。2003.3.1153.3.2 直接相聯(P176) 直接相聯直接相聯是一種最強的約束關系，規定每個虛頁只對應唯一實頁。為便于虛實變換，用求模運算作為變換關系式：將虛頁號對實頁總數求模得到實頁號。實現簡單，二進制中，任何數X對2的整次冪n求模等價于截取X的最低log2n位。 例已知虛頁號 = 7，實頁總數 = 4，用直接相聯求實頁號。 解：可用十進制形式求：

14、7 mod 4 = 3； 也可用二進制形式求：由于n = 4，所以log2n = 2， 取7的二進制形式111B的最低2位，得11B，即3。 直接相聯映象不需借助頁表進行虛實變換，節省了相應的空間與時間（當然頁表中的裝入位和修改位還得保留），但是由于每個虛頁選擇范圍太小，實頁爭用頻率較高，常出現實存有空閑空間卻不得不調出一個現有虛頁以騰出實頁的情況，使系統的命中率和運行效率大大下降。 這種映象方式主要用于對實存價格非常敏感的Cache-主存層次。2003.3.116直接相聯的地址映象方式與地址變換原理 虛存 實頁0123 00 1 實存1 202 31虛 3 42頁 4 535 66 77(a

15、) 虛頁集合與實頁集合的對應關系 (b) 對應關系表（為有關系）虛地址 虛頁號 1 1 1頁內偏移量 D實地址實頁號 1 1頁內偏移量d(c) 通過求模運算進行虛實變換示例2003.3.117例：假設在某計算機系統中Cache容量為64K字節，數據塊大小是 16個字節，主存容量是4M，地址映象為直接相聯方式。（1）主存地址多少位？如何分配？（2）Cache地址多少位？如何分配？（3）目錄表的格式和容量？主存地址格式：主存地址格式： 區號區號區內塊號區內塊號塊內地址塊內地址21 16 15 4 3 0 緩存地址格式：緩存地址格式： 塊塊 號號塊內地址塊內地址15 4 3 0 目錄表的格式：目錄表

16、的格式： 主存區號主存區號有效位有效位6 1 0 解： 容量：應與緩存塊數量相同即容量：應與緩存塊數量相同即212=4096 2003.3.1182003.3.1193.3.3 組相聯(P178) 組相聯組相聯映象是全相聯與直接相聯的一個折中方案，性能也是二者折中。做法：先將實存分組，每組內有若干實頁，然后將虛存空間也以同樣大小分組。虛組按直接相聯方式映射到實組集合，對應虛實組間各頁則用全相聯映射，如下頁示意圖(a)、(b)所示（設實組數為2）。組相聯的地址映象方式與地址變換原理(a)(b) 虛存 實頁0123虛組 0 00 1 實存1虛組 1 20 實組 02 31虛3虛組 2 42 實組

17、1頁4 535虛組 3 66 77(a) 虛頁集合與實頁集合的對應關系 (b) 對應關系表（為有關系）2003.3.120組相聯的地址變換區號區號E組號組號G組內塊號組內塊號B塊內地址塊內地址W塊內地址塊內地址w組內塊號組內塊號b組號組號g相聯比較相聯比較主存地址主存地址相等相等Cache地址地址Cb個塊個塊區號區號E，組內塊號，組內塊號B組內塊號組內塊號b由于包含了兩層不同的映射關系，頁表須按虛組劃分成許多子表。在虛實變換時，先根據虛頁號所在的虛組號，通過求模運算確定實組號，再按虛組號在相應的子表內讀出組內頁號，拼接在一起就是實頁號。簡記為“組號計算、組內查表”2003.3.121例：主存容

18、量為1MB，緩存容量為32KB，每塊為64個字節， 緩存共分128（27）組。請寫出：（1）主存與Cache的格式；（2）相關存儲器的格式與容量解：主存地址：主存地址： 區號區號組號組號塊號塊號塊內地址塊內地址19 15 14 8 7 6 5 0 緩存地址：緩存地址： 組號組號塊號塊號塊內地址塊內地址14 8 7 6 5 0 區號區號Ei塊號塊號Bi緩存塊號緩存塊號bi裝入位裝入位9 5 4 3 2 1 0 相關存儲器的格式：相關存儲器的格式：相關存儲器的容量，應與緩存的塊數相同，即相關存儲器的容量，應與緩存的塊數相同，即: 組數組數組內塊數組內塊數=1284=512 2003.3.122 這

19、兩方面優點互相抵觸：組內頁數越多，實存空間劃分的組數就越少，實組號字段所占位數也少，這時改善實頁爭用現象的效果較好，而節省頁表空間的效果較差，反之亦然。實際使用中可根據性能要求選取合適參數。 這種映象方式性價比較好，在Cache-主存層次中被普遍使用。 組相聯映象方式的組相聯映象方式的優點優點： 塊的沖突概率比較低，塊的利用率大幅度提高，塊失效率明顯降低：每個虛頁在對應實組范圍內有若干映象實頁可供選擇，實頁爭用的發生頻率比直接相聯要低。另一方面，由于頁表內原來存放的實頁號改成存組內頁號，省略了實組號字段，所以頁表占用空間也減少了。 組相聯映象方式的組相聯映象方式的缺點缺點： 實現難度和造價要比

20、直接映象方式高。2003.3.1233.3.4 段相聯(P184) 段相聯映象方式也是全相聯與直接相聯的一個折中方案。它的分段方法與組相聯相同，不同的是所有虛段按照全相聯方式映射到實段集合，對應的虛實段之間各頁則用直接相聯映射（因為虛實段大小相同，所以實際上是一一對應），如下頁示意圖(a)、(b)所示（設實段數為2）。 虛存 實頁0123虛段 0 00 1 實存1虛段 1 20 實段 02 31虛 3虛段 2 42 實段 1頁 4 535虛段 3 66 77(a) 虛頁集合與實頁集合的對應關系 (b) 對應關系表（為有關系）段相聯的地址映象方式與地址變換原理(a)(b)2003.3.124 段

21、相聯的虛實變換與組相聯類似，不過通過計算來確定的部分是在段內，即頁表內只儲存各虛頁對應的實段號，段內頁號則從虛頁號中簡單直接復制，拼接在一起就是實頁號，簡記為“段號查表、段內復制”。2003.3.125 段相聯方式的主要段相聯方式的主要優點優點：段表比較簡單，實現成本低。例如：例如：容量為256KB Cache，分8段，每段2048塊，每塊16B。 在段表存儲器中只需要存儲8個主存地址的段號S。 段相聯方式的主要段相聯方式的主要缺點缺點： 當發生段失效時，要把本段內已經建立的映象關系全部撤消。 段相聯映象方式的虛實段內頁號對應關系是固定的，每個虛頁在調入時可以選擇的只是實段號。由于虛實段大小相

22、同，所以虛段號比實段號位數多，也就意味著“多少”的映射（組相聯是等量映射），其實頁爭用的發生頻率比組相聯要高。在節省頁表存儲空間方面，性能與組相聯差不多。2003.3.126多用戶虛地址格式 在多用戶或多進程并發環境下，由于機器中同時保存并交替運行多個程序模塊，各模塊中的相同虛頁號會發生混淆。這時從CPU發出的虛地址還需要在前面拼接上一個“當前用戶號”字段，形成“多用戶虛地址”，如下圖所示(參見P154)。 在虛實變換時，上面所說的各種查表操作之前還得先去查一個“段表基址寄存器組”或“頁表基址寄存器組”的小表格(P150，P152)，確定現在該查哪一張段表或頁表。這個小表格建立在CPU里，讀寫

23、時間很短。當前用戶號虛段號虛頁號頁內偏移量思考題：P203，題112003.3.1273.4 替換算法(P164) 上面所講地址映象方式是在虛頁調入時的“選址”規則，而地址變換方法則是命中時獲得實地址的手段。 不命中時需要增加的操作就是首先調出一頁，調出之后再調入稱為 “替換”。 替換算法要解決的是選擇調出對象的問題。 替換算法的目的是在發生實頁爭用（即根據地址映象方式，將要調入的虛頁被允許進入的所有實頁均被其它虛頁占用）時，選擇將來不太可能使用或者使用最晚的虛頁作為調出對象，以騰出一個實頁來。2003.3.1283.4.1 幾種常用的替換算法(P164)(1) 隨機算法RAND 在比較范圍內

24、任取一頁作為淘汰頁；優點：算法簡單，容易實現。缺點：沒有利用歷史信息，沒有反映程序的局部性，命中率低。(2) 先進先出算法FIFO 在比較范圍內選取調入最早的一頁作為淘汰頁；優點：比較容易實現，利用了歷史信息，沒有反映程序的局部性。缺點：最先調入主存的頁面，很可能也是經常要使用的頁面。(3) 最不經常使用算法LFU 在比較范圍內選取最近單位時間內使用 次數最少的一頁作為淘汰頁；優點：既充分利用了歷史信息，又反映了程序的局部性缺點：實現起來非常困難。2003.3.129(4) 最不接近使用算法LRU 在比較范圍內選取最后一次使用離現在最久 的一頁作為淘汰頁；(5) 最優替換算法OPT 在比較范圍

25、內選取下一次使用時間離現在最久 的一頁作為淘汰頁。優點：它把LFU算法中的“多”與“少”簡化成“有”與“無”， 實現起來比較容易。是一種理想化的算法。用來作為評價其它頁面替換算法好壞的標準。2003.3.130從LFU到LRU的近似邏輯推理：近期最少使用LFU 最近一個單位時間內使用次數最少 相鄰兩次使用的平均間隔時間最大 上次使用時間離現在最久 最久沒有使用LRU偶然偏差：使用稀疏的頁面有可能恰巧剛剛用過，離現在更近。統計性能：“現在”離“上次”使用時間的平均距離，應為相鄰兩次使用時間距離的1/2，所以大多數情況下LRU與LFU的判斷結論應該是一致的。頁面 A 訪問使用頻繁，相鄰使用間隔小上

26、次使用時間離現在近時間 t頁面 B 訪問使用稀疏，相鄰使用間隔大上次使用時間離現在遠時間 t現在（要淘汰一頁）2003.3.131算法模擬：實存狀況圖（P166圖3.32）以 LRU 算法為例（其中*號表示被選中的淘汰頁）：已訪問次數 t012345678910被訪問虛頁號無1215413424命中總次數0空11111*111*221空空222*444*444實存空間使用情況（實頁號為 0、1、2）2空空空空555*333*3*操作名稱初態(空)調入調入命中調入替換命中替換命中替換命中4 次被訪問實頁號01021021012003.3.1322003.3.133 這是對某些替換算法的統稱。如果

27、某些算法在同一地址流同一時刻的小容量分區情況下的保留頁面集合必是大容量分區情況下的保留頁面集合的子集（當容量超過虛頁總數時，保留頁面集合相同），則小容量下的命中點到大容量情況下仍然是命中點，并且隨著容量加大，還可能會有新的命中點產生。具有這一特性的一類替換算法中成為“堆棧型算法”。例如：P166圖3.32中，對LRU算法，如果實頁數增加到4，則t=5時為了調入虛頁4就不必替換掉虛頁2，而是將虛頁1、2、4、5都留在實存，這時大容量分區情況下的保留頁面集合S2 = 1，2，4，5，同一時刻的小容量分區情況下的保留頁面集合S1 = 1，4，5。顯然有S1S2。 P167第48行是堆棧型算法的數學定

28、義。 堆棧型替換算法的主要性質就是命中率H隨著實頁分區容量n的上升而單調上升（不減性）。 可以證明，LFU、LRU、OPT等算法都是堆棧型算法，而RAND和FIFO算法不是堆棧型算法。P168的圖3.34是一個實例，當實頁數從3增加到4時，FIFO的命中率反倒從3降到2。具體觀察，比如t = 7時，S1 = 1，2，5，S2 = 2，3，4，5，不滿足子集關系。所以FIFO不能保證當實頁數增加時，原來的命中點不丟。3.4.2 堆棧型替換算法(P166)2003.3.134實例：堆棧模擬圖 研究堆棧型替換算法的性質，一方面可以設計優化的操作系統算法（例如P167倒數第3行的PFF法），另一方面也

29、可推導出一些分析工具，例如“堆棧模擬法”。 堆棧模擬圖可以通過一次作圖，描述同一地址流在各種實存分區容量下的命中情況。 例3.4t123456789101112P232152453252st(1)232152453252st(2)23215245325st(3)321524533st(4)33112444st(5)331111st(6)命中次數n=10n=2*2n=3*5n=4*6n=5*72003.3.1353.5 提高命中率的方法影響命中率的主要因素：(1) 程序在執行過程中的頁地址流分布情況。(2) 所采用的頁面替換算法。(3) 頁面大小。(4) 存儲器的容量(5) 所采用的頁面調度方法

30、。以下，對后三個因素進行分析。 2003.3.1361. 頁面大小與命中率的關系 頁面大小為某個值時，命中率達到最大。 解釋：假設At和At+1是相鄰兩次訪問主存儲器的邏輯地址，d=|At - At+1|。 如果dSp，At和At+1一定不在同一個頁面內。隨著Sp的增大，主存的頁面數減少，頁面的替換將更加頻繁。隨著Sp的增大而降低。1命命 2S中中率率 SH 頁面大小頁面大小SP 頁面大小與主存命中率的關系頁面大小與主存命中率的關系當Sp比較小的時候，前一種情況是主要的，隨著Sp的增大而提高。當Sp達到某一最大值后，后一種情況成為主要的，隨Sp增大而降低。 當頁面大小增大時，造成的浪費也要增加

31、；當頁面大小減小時，頁表和頁面表在主存儲器中所占的比例將增加。2003.3.1372. 主存容量與命中率的關系 主存命中率H隨著分配給該程序的主存容量S的增加而單調上升。 在S比較小的時候，H提高得非常快。隨著S的逐漸增加，H提高的速度逐漸降低。當S增加到某一個值之后，H幾乎不再提高。1.0 命命 中中 率率 H 主存容量主存容量S 主存命中率主存命中率H于貯存容量于貯存容量S的關系的關系2003.3.1383. 頁面調度方式與命中率的關系 請求式：當使用到的時候，再調入主存。 預取式：在程序重新開始運行之前，把上次停止運行前一段 時間內用到的頁面先調入到主存儲器，然后才開始 運行程序。 優點

32、：可以避免在程序開始運行時，頻繁發生頁面失效的情況。 缺點：如果調入的頁面用不上，浪費了調入的時間，占用了主 存資源。 2003.3.1393.6 虛擬存儲器與Cache的特點(P146，P172)常用的兩種存儲系統:1. Cache 存儲系統: 由 Cache + + 主存儲器構成Cathe主存儲器從系統程序員看2. 虛擬存儲系統 : 主存儲器 + 磁盤存儲器主存磁盤存儲器從應用程序員看2003.3.140虛擬存儲器與Cache的主要區別（P173頁）存儲系統存儲系統Cache虛擬存儲器虛擬存儲器要達到的目標提高（主存）速度擴大（主存）容量實現方法全部硬件軟件為主，硬件為輔兩級存儲器的速度比

33、3倍10倍105倍頁（塊）大小1字16字1KB16KB等效存儲容量主存儲器虛擬存儲器透明性對系統和應用程序員僅對應用程序員不命中時處理方式等待主存儲器任務切換2003.3.141 使用Cache的動機動機： 容量大的存儲器（DRAM）速度慢 容量小的存儲器（SRAM）速度快通過如下策略，使得平均訪問時間變小： 在小量、高速的存儲器中完成大多數訪問減少對大容量存儲器的帶寬要求。2003.3.142Cache 塊號B塊內地址W 主存-Cache地址變換 塊號b塊內地址w Cache替換部件 主存地址替換塊裝入塊不命中命中數據或指令Cache地址主存地址(來自CPU) 已滿未滿主存儲器2003.3.143 工作流程命中不命中已滿替換策略替換塊未滿裝入塊 與虛存（VM）的區別