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2019-12-18 07:23:46汪東升王海霞
計算機研究與發(fā)展 2019年12期
高 鵬 汪東升 王海霞
1(北京大學工學院 北京 100871)2(清華大學計算機系 北京 100084)3(北京信息科學與技術(shù)國家研究中心(清華大學)北京 100084)(gaopeng1982@pku.edu.cn)
相變存儲器(phase change memory,PCM)是一種新興的非易失性存儲器件，具有存儲密度高和靜態(tài)功耗低等優(yōu)點.這在低功耗時代無疑是一個顯著的優(yōu)勢.然而，基于PCM的存儲技術(shù)仍存在寫入壽命較低的缺點，使其難以被應(yīng)用于實際系統(tǒng)，更難以對抗惡意程序.因此，如何延長PCM存儲系統(tǒng)的寫入壽命，成為該領(lǐng)域研究中的一個關(guān)鍵性問題.
一個典型的PCM存儲單元被認為可以承受105至109次寫入操作，遠低于目前廣泛使用的DRAM器件(通?？梢猿惺艽笥?014次寫入)[1].而且一旦采用了多層化技術(shù)，PCM單元的壽命還會繼續(xù)降低.一個實用的PCM存儲系統(tǒng)包含了上百萬個存儲單元，因此決定其壽命的因素不僅應(yīng)該包括單個存儲單元的寫入次數(shù)上限，還應(yīng)考慮存儲系統(tǒng)的內(nèi)部結(jié)構(gòu)以及應(yīng)用的特性.
現(xiàn)代內(nèi)存系統(tǒng)普遍的構(gòu)成方式為：多片存儲芯片并聯(lián)、共享訪問地址線.因此，一個PCM內(nèi)存系統(tǒng)的使用壽命問題需要考慮內(nèi)存系統(tǒng)的結(jié)構(gòu)的影響.一個由多片PCM并聯(lián)而成的內(nèi)存系統(tǒng)而言，其壽命取決的因素有：不同地址間的磨損分布和同一地址內(nèi)的磨損分布.前者指不同地址間的寫入頻繁程度的差別；而后者指在同一個地址內(nèi)不同的存儲位置，特別是不同存儲芯片間的寫入頻繁程度的差別本文稱為片間磨損局部性.
為討論片間磨損局部性對PCM內(nèi)存的壽命影響，本文首先收集實際應(yīng)用的內(nèi)存寫入數(shù)據(jù)，并分析其在各個存儲芯片間的磨損分布的模式.實驗結(jié)果顯示，各存儲芯片的修改頻度存在一定的不平衡性，且因程序而異.這種局部性會造成某些存儲芯片過快達到其寫入次數(shù)上限而出現(xiàn)故障，進而影響整個存儲系統(tǒng)的可用性.
為了解決由這一局部性帶來的壽命衰減問題，本文提出了一種稱為最大磨損轉(zhuǎn)移(redirecting the most modified byte,RMB)的壽命延長方法.該方法的核心在于保護當前承受最多磨損的存儲芯，避免其被進一步的寫入.通過為每個存儲芯片添加數(shù)據(jù)比較器和寫入計數(shù)器，可以識別出在寫入時發(fā)生了修改的芯片和當前承受了最多寫入的芯片.然后，關(guān)閉承受了最多寫入的芯片的寫入，并將未來對該芯片的寫入導向到額外添加的長壽命的輔助芯片中.
通過動態(tài)的最大磨損轉(zhuǎn)移策略，RMB方法不僅可以減少PCM存儲器上的總寫入量，而且還可以平衡各PCM芯片之間的寫入量差別，從而在整體上延長PCM內(nèi)存的壽命.此外，相比于廣泛使用的磨損均衡方法，RMB方法不會將寫入量均攤給那些原本只應(yīng)該承受較低寫入量的存儲芯片，從而使其免受額外磨損.
此外，為了測試RMB方法的效能，本文提出了一種基于該方法的混合內(nèi)存設(shè)計方案,稱為HPS(hybrid PCM system).該方案采用磁性隨機存儲器(magnetic RAM，MRAM)作為長壽命的輔助存儲芯片.實驗結(jié)果顯示，該設(shè)計對于典型測試程序具有良好表現(xiàn).相比未使用任何壽命延長方法的內(nèi)存系統(tǒng)，HPS可以最多延長7.9倍的壽命；相比于經(jīng)典的寫減少方法PRES，也可以延長5.14倍的壽命.
本文的貢獻包括2個方面：
1)提出了片間磨損局部性是導致相變內(nèi)存系統(tǒng)壽命衰減的重要原因.
2)提出了一種兼具寫減少和磨損均衡效果的方法，可有效對抗因片間磨損局部性引起的磨損.
1 相關(guān)工作
延長相變內(nèi)存的壽命一般可以通過2種途徑：平衡存儲單元間的寫入量差異和減少寫入量.平衡存儲單元間的寫入量差異防止了某些單元被過快磨損而導致的壽命迅速下降問題.Joo等人[2]和Zhou等人[3]分別采用數(shù)據(jù)周期位移和數(shù)據(jù)段交換的方案達到這一目標.而Wu等人[4]和Seong等人[5]分別采用地址重映射技術(shù)，避免了對某些地址的集中寫入,實現(xiàn)了一種可以對抗惡意寫入行為的存儲系統(tǒng).Start-Gap以及Region Based Start-Gap[6]方法采用環(huán)狀隊列實現(xiàn)了地址-數(shù)據(jù)間進行重映射，進而延長了基于PCM的存儲系統(tǒng)的壽命.
寫減少方法通過減少存儲單元的改變次數(shù)來降低總的寫入量.DCW[7],FNW(Flip-N-Write)[8],Min-shift[9],FlipMin[10],PRES[11-12]是5種典型的寫減少方法.其中，DCW僅使用待寫入數(shù)據(jù)作為唯一的一個候選向量來與目標地址已有數(shù)據(jù)進行比較，并寫入相異位.而其他4種方法通過采用位移或編碼技術(shù)，提供了更多的候選向量，進一步降低了相異位的數(shù)量.
為了發(fā)揮不同存儲器件各自的優(yōu)勢，越來越多的研究開始轉(zhuǎn)向混合使用異質(zhì)存儲器件的設(shè)計方案.Dhiman等人[13]、Park等人[14]提出了將DRAM和PCM混合的方案，將小容量的DRAM芯片作為PCM存儲系統(tǒng)的緩存，用以緩存經(jīng)常讀寫的數(shù)據(jù)，從而降低存儲系統(tǒng)整體的延遲和功耗，延長PCM部分的使用壽命.Joo等人[15]使用了STT-RAM作為PCM的cache，延長了系統(tǒng)的寫入壽命.張德志等人[16]實現(xiàn)了一種基于DRAM和PCM的混合內(nèi)存模擬器，為研究異構(gòu)存儲器的使用提供了便利條件.吳煬等人[17]提出了一種高效的DRAM-PCM混合內(nèi)存模型及布局機制，并通過使用糾刪碼提高了系統(tǒng)的可靠性.
Fig.1 Logical and physical structures of the main memory圖1 內(nèi)存的邏輯結(jié)構(gòu)和物理結(jié)構(gòu)
2 研究動機
2.1 內(nèi)存的邏輯結(jié)構(gòu)與物理結(jié)構(gòu)
內(nèi)存負責存儲運行時處理器需要的數(shù)據(jù)及其產(chǎn)生的數(shù)據(jù).從中央處理器/操作系統(tǒng)的角度來看，內(nèi)存可以被抽象為1個2維表.每次讀寫操作的最小原子單位是這個表的1行.本文將其稱為1個內(nèi)存行(memory line,ML).每個內(nèi)存行通常包含32 b或64 b.每個內(nèi)存行對應(yīng)1個地址(address)，用于訪問該行中的數(shù)據(jù).整個內(nèi)存包含上百萬條內(nèi)存行，所有內(nèi)存行的地址構(gòu)成系統(tǒng)可用的物理地址空間.
從構(gòu)成的角度來看，內(nèi)存分為存儲控制器和存儲單元.前者一般集成于中央處理器中，對處理器/操作系統(tǒng)提供一個抽象的內(nèi)存訪問界面；后者負責實際存儲數(shù)據(jù).存儲單元一般由1條或多條DIMM(dual in-line memory module)形式的內(nèi)存條組成.一條DIMM內(nèi)存條包含了8或16個存儲芯片.這些存儲芯片共享地址線，同時進行讀取或?qū)懭氩僮?每個內(nèi)存芯片讀寫時的數(shù)據(jù)位寬一般為8 b，即單次訪問時的最小讀寫位數(shù)為8 b.此外，基于DRAM的內(nèi)存存儲單元的內(nèi)部結(jié)構(gòu)還有更精細的結(jié)構(gòu)，包括Rank，Bank，Column，Row，RowBuffer等，但這些結(jié)構(gòu)和本文沒有直接聯(lián)系，在此不做贅述.內(nèi)存的邏輯結(jié)構(gòu)和物理結(jié)構(gòu)如圖1所示：
2.2 問題的提出
現(xiàn)代內(nèi)存系統(tǒng)通常采用多片存儲芯片通過共享地址總線并聯(lián)而成.因此，當一個數(shù)據(jù)被寫入內(nèi)存時，每個存儲芯片只負責存儲該數(shù)據(jù)的一部分.由于數(shù)據(jù)的數(shù)值分布是非均勻的，因此，各數(shù)據(jù)分段被改變的概率也不會完全相同.例如當存儲大量數(shù)值接近零的小整數(shù)時，負責存儲低位的存儲芯片將更加活躍；負責存儲高位的存儲芯片因幾乎總是存儲零值而受到相對較少的修改.
數(shù)據(jù)值分布的不均勻性導致了存儲這些數(shù)值的存儲芯片的改變概率不同.這對于寫入壽命近乎無限的DRAM器件而言，并不構(gòu)成問題.然而，對于寫入壽命有限的存儲器件如PCM而言，這種和存儲位置相關(guān)的磨損不平衡性，將會導致負責存儲變化頻率較大的數(shù)據(jù)段的芯片承受更多的磨損，縮短其使用壽命，進而導致整個存儲系統(tǒng)陷入故障狀態(tài).
應(yīng)對非均衡分布的常用方法是采用磨損均衡技術(shù).這一技術(shù)將寫入時發(fā)生的磨損盡可能均攤到所有存儲單元上，從而降低對某個存儲單元壽命的集中損耗，進而增加系統(tǒng)的總體可用性.然而，值得注意的是，磨損均衡方法對于承受較少寫入的存儲單元來說是不公平的.具體而言，本應(yīng)該承受較少寫入的單元將被迫承受從其他負擔較重單元轉(zhuǎn)移出的寫入負荷.
因此，如果能夠構(gòu)造一種方法，使其可以將額外的寫入從負擔較重的存儲單元中轉(zhuǎn)移出來并加以記錄，而又不必將其寫入到寫入負擔較輕的存儲單元中，那么這種方法可以同時降低所有存儲單元的寫入量，以及各個存儲單元之間的寫入量差異，進而提升整個存儲系統(tǒng)的壽命，這就是本文提出的方法的核心思想.
2.3 片間磨損局部性
本文將這種發(fā)生在多芯片存儲器中的非平衡磨損現(xiàn)象稱為片間磨損局部性.常用的時空局部性和數(shù)據(jù)內(nèi)容無關(guān)，僅和內(nèi)存行對應(yīng)的地址重用性有關(guān).因此，在圖1(a)中，片間磨損局部性體現(xiàn)在水平方向，各個字節(jié)間的訪問熱度不同.而時空局部性，表現(xiàn)的是在垂直方向，內(nèi)存訪問地址(memory address,MA)之間的訪問頻度分布.
片間磨損局部性本質(zhì)上是由數(shù)據(jù)值分布的非均衡性以及內(nèi)存的物理結(jié)構(gòu)所共同引起的.例如頻繁使用數(shù)值較小的二進制數(shù)據(jù)，將會導致存儲低位數(shù)據(jù)的存儲單元頻繁發(fā)生變化；而存儲高位數(shù)據(jù)的存儲單元變化較慢.為了展示數(shù)據(jù)值和片間磨損局部性之間的聯(lián)系，本文首先通過數(shù)值模擬給與展示，如圖2所示.
首先，本文定義一個數(shù)據(jù)集合D，包含106個定長二進制整數(shù)，并假設(shè)這些整數(shù)服從高斯分布(高斯分布的平均值用mean表示，方差用sigma表示.通過設(shè)定均值和方差的關(guān)系，可以保證數(shù)據(jù)集D內(nèi)99%以上的整數(shù)非負，而此時D中的負數(shù)所占比例很小，在模擬中被忽略).之后，這些整數(shù)將被依次寫入到1個8 b的存儲單元中，用以觀察在不同均值和方差的組合條件下寫入數(shù)據(jù)集D時，各個存儲位的磨損情況.如圖2所示，磨損分布的變化與數(shù)據(jù)均值的變化緊密相關(guān)，并出現(xiàn)了一定的周期性.當均值為2的冪次時，各個存儲芯片幾乎被均勻磨損，方差sigma幾乎沒有影響.當數(shù)據(jù)均值不是2的冪次時，對于方差sigma較小的數(shù)據(jù)集，片間磨損局部性更加明顯，這是因為更小的方差將導致數(shù)據(jù)更加集中于某些數(shù)值附近，數(shù)值間的變化更多地表現(xiàn)為少數(shù)幾個低位的變化.當方差sigma變大時，數(shù)據(jù)集合中將出現(xiàn)更多種類的數(shù)值，數(shù)值之間的差別也會變大，因此整體磨損分布呈現(xiàn)為較為平緩的分布，表明片間磨損局部性較弱.當呈現(xiàn)均勻分布時，即為極限情況.
Fig.2 Chips modification with different mean and variation圖2 帶有不同均值和方差的數(shù)據(jù)集下芯片間磨損的分布情況
為進一步研究實際應(yīng)用中片間磨損局部性的情況，本文使用GEM5模擬器運行并收集了12個典型應(yīng)用的訪存蹤跡(假設(shè)內(nèi)存是由8個8 b的存儲芯片構(gòu)成，任何1 b發(fā)生改變，那么存儲該位的存儲芯片就被認為發(fā)生了1次改寫，每個存儲芯片的修改概率可以從修改次數(shù)和總的寫入次數(shù)中得到)，并統(tǒng)計了各芯片的修改概率.其結(jié)果如圖3所示.在某些測試程序如libquantum，其芯片1發(fā)生修改的概率為芯片3的30倍以上.模擬和測試程序均顯示，在多芯片并聯(lián)構(gòu)成的內(nèi)存中，不同存儲芯片之間的修改頻繁程度，存在著較大的差別,而這一差別必然會影響到由PCM構(gòu)成的內(nèi)存壽命.
Fig.3 Variance of modification possibilities across chips with benchmarks圖3 測試程序中各芯片間的修改頻率的變化示意圖
3 RMB方法的設(shè)計與分析
3.1 基本思想
片間磨損局部性會導致多個存儲芯片磨損程度的差異，進而導致某些存儲芯片過快用盡寫入壽命.對這一問題的一種解決方法是將這些寫入量從受到較多磨損的芯片上轉(zhuǎn)移出來.但是被轉(zhuǎn)移出的這部分寫入量仍然需要存儲器件來保存.針對轉(zhuǎn)移出的數(shù)據(jù)的存放問題，磨損均衡方法將其分配給其他輕負載單元.而RMB方法的核心在于將這部分數(shù)據(jù)轉(zhuǎn)移并存儲到附加的長壽命存儲器件中，從而同時減少存儲器件的總寫入量和各存儲芯片之間的寫入量差異.因此，RMB方法可以被認為是一種兼具寫減少和磨損均衡能力的壽命延長方法.
3.2 RMB方法的結(jié)構(gòu)
一個采用了RMB方法的存儲系統(tǒng)包含主存儲芯片(main storage chip,MSC)、輔助存儲芯片(auxiliary storage chip,ASC)、芯片修改次數(shù)計數(shù)器(modification counter,MC)以及最多被修改芯片指針(most-modified chip index,MCI)，其組成框圖如圖4所示.每個MC負責記錄每個對應(yīng)的MSC的修改次數(shù).每當一個MSC中的某個位置發(fā)生了一次修改(寫入值與已有值不同)，那么該MSC對應(yīng)的MC就被加1.MCI用于存儲目前被最多修改的MSC的編號.ASC包含了數(shù)據(jù)域(data zone，DZ)、標志域(tag zone，TZ)和有效域(valid zone，VZ).數(shù)據(jù)域(以ASC.Data表示)用于存放被轉(zhuǎn)移的數(shù)據(jù)，標志域(以ASC.Tag表示)用于指示被轉(zhuǎn)移的數(shù)據(jù)屬于哪一個MSC，有效域(以ASC.Valid表示)則表示相應(yīng)的標志域和數(shù)據(jù)域是否有效.
Fig.4 Block diagram of RMB method圖4 RMB方法框圖
3.3 讀寫過程
當給出讀取地址后，ASC和各個MSC的同一地址行內(nèi)的數(shù)據(jù)都將被讀取到內(nèi)存控制器中.此時，如果ASC行中的有效域被設(shè)置，那么其所屬的標志域?qū)粰z查，用以發(fā)現(xiàn)MSC行中過時的數(shù)據(jù)字節(jié)，這樣的字節(jié)將被ASC中數(shù)據(jù)域的對應(yīng)行的數(shù)據(jù)代替.如果有效域未被設(shè)置，那么說明該ASC行處于無效狀態(tài)，各MSC字節(jié)均為最新數(shù)據(jù).此時，內(nèi)存控制器將讀取到的MSC數(shù)據(jù)轉(zhuǎn)發(fā)出去完成讀取.
當寫入開始時，MSC和ASC中給定地址上的行數(shù)據(jù)將首先被載入到內(nèi)存控制器中.根據(jù)MCI的內(nèi)容，以及ASC中有效域和標志域的信息，存在2種可能：
1)如果有效域未被設(shè)置，那么ASC中該行的數(shù)據(jù)域無效.此時，MCI指向的MSC上的待寫入數(shù)據(jù)，將會被寫入ASC的數(shù)據(jù)域，而不是寫入對應(yīng)的MSC中.而標志域也將被修改為當前被映射的MSC的標號.除此之外的各個字節(jié)將正常寫入各MSC.
2)如果有效域被設(shè)置，那么標志域的內(nèi)容有效，此時，將存在2種分支狀況.
① 如果標志域的值等于MCI的值，那么要寫入標志域所指向的MSC的字節(jié)，將被寫入ASC的數(shù)據(jù)域中，作為更新.除此之外的標志域、MCI以及負責該MSC的MC，均保持不變.
② 如果標志域的值不等于MCI的值，那么標志域所存儲的MSC標號，在過去某個時刻曾經(jīng)是受磨損最多的，而當前已經(jīng)不再是這樣.由于待寫入的數(shù)據(jù)包含了該地址上最新的內(nèi)容，因此，可以將數(shù)據(jù)域和標志域視為無效，然后向ASC的數(shù)據(jù)域直接寫入MCI所指向的字節(jié)的新數(shù)據(jù).而原來標志域所指向的MSC，可以直接用當前最新數(shù)據(jù)覆蓋即可，最后對相應(yīng)的MC+1.
最后當數(shù)據(jù)與芯片之間的分配關(guān)系確定后，各個MSC和ASC將按照分配的結(jié)果完成各自的寫入.
3.4 寫入過程實例
為了更清晰地展示寫入過程，圖5給出了1個寫入例程.在該例子中，多個數(shù)據(jù)被連續(xù)寫入1個應(yīng)用了RMB系統(tǒng)的某一個內(nèi)存行.該系統(tǒng)包含2個MSC、1個ASC、2個MC和1個MCI.該例程展示了使用RMB之后的結(jié)果之外，還給出了使用理想均衡方法(ideal levelling method,ILM)和不使用任何壽命延長方法(RAW)時的結(jié)果.
首先，所有的MSC,ASC,MC都被置為0.
1)當寫入數(shù)據(jù)0x0A之后，MSC#1被修改為0xA，MC#1的值加1,MCI指向MSC#1，如狀態(tài)1所示.
2)當數(shù)據(jù)0x0B被寫入時，由于此時MCI指向MSC#1，因此該寫入將被轉(zhuǎn)移到ASC的DZ中，ASC的Tag也因此指向MSC#1，如狀態(tài)2所示.
3)當寫入數(shù)據(jù)0xCC時，MSC#2被修改為0xC，而低位數(shù)據(jù)則由于MCI的導向作用，被寫入ASC的DZ中，MSC#1再次得到保護，如狀態(tài)3所示.
Fig.5 A writing example for the RMB method圖5 RMB方法的寫入實例
4)狀態(tài)4與狀態(tài)3類似，但MCI的值發(fā)生了改變.
5)狀態(tài)5中，數(shù)據(jù)0xFB被寫入，ASC的DZ被修改為0xF，而MSC#1被更新為0xB.最終狀態(tài)5顯示，每MSC都被寫入了2次.
不采用任何抗磨損方法的寫入結(jié)果如狀態(tài)6所示，狀態(tài)7顯示了采用理想均衡方法的結(jié)果.狀態(tài)5、狀態(tài)6、狀態(tài)7的對比顯示，MSC的總寫入次數(shù)得以減少，而且每個MSC的寫入量也得到了均衡.究其原因，在RMB方法中當任意一個MSC受到了集中式的寫入時，其寫入計數(shù)就會一直增大，直到大于其他所有MSC的計數(shù)，從而引發(fā)保護機制，使其未來的寫入被導入ASC，從而避免進一步的磨損.不僅總體寫入量得到削減，而且各個MSC之間的磨損差異也得以縮小.因此，RMB方法可以被視為是一種特殊的、兼具寫入量減少和寫入平均能力的壽命延長方法.
4 性能評估
4.1 PCM-MRAM混合內(nèi)存結(jié)構(gòu)
本文提出了一種實用的內(nèi)存系統(tǒng)方案HPS，用以作為RMB方法的實現(xiàn).該方案混合使用了PCM和MRAM作為存儲芯片.MRAM與PCM類似，速度較快且具有更長的寫入壽命，但存儲密度較低，因此MRAM適合小規(guī)模的部署于關(guān)鍵位置.
HPS系統(tǒng)的結(jié)構(gòu)分為控制器和存儲芯片2個部分，如圖6所示.控制器部分包含8個64 b的修改計數(shù)器作為MC的實現(xiàn)，1個3 b的寄存器作為MCI的實現(xiàn).此外，8個8 b的PCM芯片將被作為MSC，1個12 b位寬的MRAM技術(shù)構(gòu)成ASC，包括8 b的數(shù)據(jù)域、3 b的標志域和1 b的有效域.為了鑒別被修改的字節(jié)，該方案使用了比較后寫入的方法DCW.該方法在寫入前會比較待寫入數(shù)據(jù)和目標地址已有數(shù)據(jù)，并僅寫入相異位.
Fig.6 Hardware structure of HPS圖6 HPS的硬件結(jié)構(gòu)
4.2 測試配置
通過在GEM5模擬器中運行測試應(yīng)用，并記錄其讀寫請求，可以獲得這些應(yīng)用的內(nèi)存訪問蹤跡，包括訪問地址和新/舊數(shù)據(jù).在獲得這些數(shù)據(jù)后，HPS系統(tǒng)可以計算出每個存儲芯片的修改次數(shù).本文采用SPEC2006[18]應(yīng)用來測試HPS的性能.各應(yīng)用的特性如表1所示,且均使用默認配置.PCM芯片默認可以承受106次寫入操作，而MRAM默認可以承受1012次寫入操作.測試平臺的主要配置參數(shù)如表2所示.此外，存儲核心的制造差異在本文中不作考慮，并假定整個內(nèi)存的可用性取決于每一個存儲位的可用性，即：如果任何一個存儲位到達寫入上限，則整個內(nèi)存被認為進入了故障狀態(tài).
Table 1 SPEC2006 Benchmarks Introduction[18]表1 SPEC2006測試程序介紹[18]
Table 2 Configuration表2 測試平臺配置
為了衡量HPS的寫入均衡能力，本文采用理想均衡方法ILM和Start-Gap，與HPS系統(tǒng)進行對比.理想均衡方法代表了磨損均衡方法的理論上限，Start-Gap方法則是一種易于實現(xiàn)的經(jīng)典磨損均衡方法.為了公平比較，本文在Start-Gap方法的思想上進行了一定的修改.原始Start-Gap方法在內(nèi)存地址之間留了一個移動數(shù)據(jù)用的間隙(gap)，而本文實現(xiàn)的Start-Gap方法，為每個內(nèi)存行定義了一個循環(huán)隊列，該隊列包含各個存儲芯片的對應(yīng)行.因此，該方法需要一個和ASC的數(shù)據(jù)域同樣大小的存儲空間作為Gap，需要和ASC的標志域同樣大小的存儲空間存放Gap的位置標號.采用Start-Gap方法將和HPS系統(tǒng)的實現(xiàn)代價非常接近，因此兩者的對比是公平合理的.
為了衡量RMB方法的寫減少效果，本文使用典型的寫減少方法FNW和PRES作為對比方案.為了保持硬件開銷的公平性，F(xiàn)NW方法的翻轉(zhuǎn)狀態(tài)標志位為8 b，即每8 b的數(shù)據(jù)對應(yīng)1個翻轉(zhuǎn)狀態(tài)標志位.PRES方法的編碼向量編號為8 b，即使用28個候選向量.
比較壽命時，本文采用的方法：將采集的各個測試程序的訪存蹤跡模擬寫入PCM存儲單元，記錄其被改變的次數(shù).此時，某個存儲單元上的最高改變次數(shù)被認為是該程序造成的最大寫入計數(shù)，并以其倒數(shù)作為壽命.同樣的過程應(yīng)用于不同的壽命延長方法，包括RAW等參考系統(tǒng).然后，以RAW方法下的壽命為1，對所有數(shù)據(jù)做歸一化處理能得到各個方法的歸一化壽命延長結(jié)果.
4.3 與經(jīng)典磨損均衡方法的對比
與不采用任何壽命延長方法的內(nèi)存相比，HPS系統(tǒng)可以延長其壽命多達7.9倍，如圖7所示.特別是對于片間磨損局部性較強的應(yīng)用，如mcf,libquantum，HPS的表現(xiàn)甚至優(yōu)于ILM.然而，對于芯片間的修改概率差別較小的應(yīng)用，如lbm,soplex,gcc，HPS系統(tǒng)比ILM略有差距.但理想均衡方法是此類方法的理論上限，一般的磨損均衡方法是無法達到這一性能的.因此，在大多數(shù)情況下，HPS系統(tǒng)優(yōu)于Start-Gap方法.
Fig.7 Endurance comparison among 4 methods圖7 4種方法下的相變內(nèi)存壽命比較結(jié)果
Fig.8 Endurance comparison among 4 methods圖8 4種方法下的相變內(nèi)存壽命比較結(jié)果
4.4 與經(jīng)典寫減少方法的對比
對于那些片間磨損局部性較強的程序，如mcf,libquantum,omnetpp而言，HPS系統(tǒng)的表現(xiàn)優(yōu)于FNW方法,對比結(jié)果如圖8所示，其原因在于FNW的起效條件.FNW方法僅在相鄰寫入數(shù)據(jù)的相異位數(shù)量超過字長一半的情況下才會生效，否則該方法將等同于DCW方法.因此，對每次翻轉(zhuǎn)位數(shù)較少的程序而言，F(xiàn)NW方法難以奏效.
HPS系統(tǒng)也優(yōu)于經(jīng)典的寫減少方法PRES.究其原因，對于片間磨損局部性較強的程序，前后相繼的2個寫入數(shù)據(jù)一般也具有較少的相異位.由于PRES方法只能保證無偏數(shù)據(jù)集上的平均寫入量減少效果最優(yōu)，而無法保證在數(shù)據(jù)集有偏的條件下，特別是相鄰寫入數(shù)據(jù)相異位較少時的效果.在這種情況下，PRES的隨機映射機制，可能反而會增加相鄰寫入數(shù)據(jù)的相異位.如圖8所示，HPS系統(tǒng)比經(jīng)典的PRES方法可以最多延長達5.14倍的壽命.
4.5 實現(xiàn)代價分析
本文以存儲芯片數(shù)量作為衡量各方法實現(xiàn)代價的指標，并采用相對值進行比較.一個典型的、不帶有任何壽命延長方法的內(nèi)存系統(tǒng)，通常是由8個8 b的存儲芯片構(gòu)成，即每個內(nèi)存行為64 b.以該系統(tǒng)將作為對比基礎(chǔ)，其實現(xiàn)代價定為100%.
HPS系統(tǒng)在基礎(chǔ)系統(tǒng)之上，為每個內(nèi)存行添加8 b的存儲空間、3 b標志域和1 b作為有效位.因此，其相對存儲代價為(64+8+3+1)/64×100%=118.75%.除此之外，HPS系統(tǒng)還需要8個64 b的全局修改計數(shù)寄存器，1個3 b的寄存器作為MCI，以及8個64 b的加法器對MC執(zhí)行加法操作.
Start-Gap方法同樣需要一個額外的存儲芯片作為Gap.因此每行內(nèi)存需要額外的8 b存儲空間作為Gap，以及3 b的Gap位置指針.因此，其存儲代價為(64+8+3)/64×100%=117.2%，略低于HPS系統(tǒng).
FNW和PRES方法同樣需要額外的存儲空間.這2種方法均采用每64 b的存儲空間附加8 b標志位的方式實現(xiàn)，因此其對應(yīng)的存儲代價為112.5%.
4.6 讀寫時間影響分析
RMB方法的讀操作比其它正常的讀取流程來說，多加了一個ASC有效域的檢查步驟，即單個位是否為1的檢查.鑒于PCM存儲器的讀取時間比DRAM要長得多，因此，這一檢查步驟完全可以利用讀取延遲隱藏.之后的數(shù)據(jù)選擇傳輸過程可以采用多個2選1選擇器實現(xiàn).如圖6所示，RMB方法的讀取過程，額外需要1個選擇器.而由其帶來的延遲遠小于PCM器件的讀取延遲，幾乎可以忽略.
RMB方法的寫入過程稍顯復雜.最長的寫入路徑包括了ASC的標志域和有效域的2次檢查、MCI、標志域和有效域的寫入.但是PCM技術(shù)的寫入延遲更大，幾乎可達讀取延遲的10倍左右.因此，增加的寫入時間延遲，在總的時間延遲中所占的比例很小.
5 對RMB方法的進一步討論
本文介紹了RMB方法的工作流程、實現(xiàn)、性能以及實現(xiàn)代價.為了更好地研究這一方法，本節(jié)將對其做進一步的討論.
RMB方法可以類比于cache系統(tǒng).cache系統(tǒng)基于時空局部性，根據(jù)訪問地址的被訪問頻度決定是否緩存該地址內(nèi)的數(shù)據(jù)，且緩存的最小單位是本文中定義的一個內(nèi)存行；而RMB方法是建立在片間磨損局部性的基礎(chǔ)上，根據(jù)被修改芯片的寫入計數(shù)來決定是否緩存該位置，且緩存的最小單位是一個字節(jié).
RMB也是一種使用緩存的方法，本文提出的RMB方法，僅設(shè)計為跟蹤一個存儲芯片，這是基于實現(xiàn)代價的考慮.因此其必然存在由于容量限制而導致的替換發(fā)生.對發(fā)生在同一內(nèi)存行的多個位置上的寫入，這一設(shè)計處理能力是不足的.但如果放寬實現(xiàn)代價限制，那么RMB方法完全可以擴展為采用多個ASC芯片的實現(xiàn)方式，且其主要組成和工作流程非常相似.這種擴展的RMB方法稱為RMBK，其中參數(shù)K代表采用了K個ASC芯片.RMBK方法盡管代價較高，但可以跟蹤并轉(zhuǎn)移同一內(nèi)存行中K個存儲位置發(fā)生的改變，從而更好地提高PCM內(nèi)存的壽命.
此外，RMB方法對2個存儲芯片交替寫入而導致的顛簸現(xiàn)象也有一定的防御能力.首先，顛簸現(xiàn)象實際上在RMB系統(tǒng)中也是不容易出現(xiàn)的.其原因是：1)要達到顛簸狀態(tài)，先要求2個存儲芯片的總寫入計數(shù)完全一樣，否則只會繼續(xù)磨損那個計數(shù)值較小的芯片;2)交替寫入的內(nèi)容必須出現(xiàn)在同一內(nèi)存行中,否則，會被2個不同行上的ASC分別吸收.之后，某一內(nèi)存行的頻繁寫入操作會導致該內(nèi)存行被長期緩存在上級cache中，也就是說這些寫入操作事實上都是發(fā)生在cache中，而幾乎不會發(fā)生在內(nèi)存一級.綜上所述，以上這些條件限制了顛簸出現(xiàn)的可能性，因此避免了在實際程序中遇到這類問題.而且，即使在出現(xiàn)顛簸的情況下，RMB方法也仍然能夠使用ASC芯片來吸收至少一半的寫入量.
6 結(jié) 論
針對相變內(nèi)存寫入壽命不足的問題，本文首先在結(jié)合內(nèi)存系統(tǒng)結(jié)構(gòu)的基礎(chǔ)上，分析并提出了片間磨損局部性的概念，并指出該局部性是導致相變內(nèi)存壽命損失的一個重要原因.為了解決這一局部性帶來的問題，本文提出了一種稱為RMB的相變內(nèi)存壽命延長方法.通過關(guān)閉已承受最多磨損芯片上的未來寫入，并將這些寫入轉(zhuǎn)移到附加的長壽命存儲芯片中，該方法兼具了寫減少和磨損均衡的效果.實驗證明，其壽命延長的能力在某些情況下甚至優(yōu)于理想磨損均衡算法.此外，該方法也可以方便地與其他壽命延長方法相互結(jié)合，更好地延長存儲器的寫入壽命.
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高 鵬 汪東升 王海霞
1(北京大學工學院 北京 100871)2(清華大學計算機系 北京 100084)3(北京信息科學與技術(shù)國家研究中心(清華大學)北京 100084)(gaopeng1982@pku.edu.cn)
相變存儲器(phase change memory,PCM)是一種新興的非易失性存儲器件，具有存儲密度高和靜態(tài)功耗低等優(yōu)點.這在低功耗時代無疑是一個顯著的優(yōu)勢.然而，基于PCM的存儲技術(shù)仍存在寫入壽命較低的缺點，使其難以被應(yīng)用于實際系統(tǒng)，更難以對抗惡意程序.因此，如何延長PCM存儲系統(tǒng)的寫入壽命，成為該領(lǐng)域研究中的一個關(guān)鍵性問題.
一個典型的PCM存儲單元被認為可以承受105至109次寫入操作，遠低于目前廣泛使用的DRAM器件(通?？梢猿惺艽笥?014次寫入)[1].而且一旦采用了多層化技術(shù)，PCM單元的壽命還會繼續(xù)降低.一個實用的PCM存儲系統(tǒng)包含了上百萬個存儲單元，因此決定其壽命的因素不僅應(yīng)該包括單個存儲單元的寫入次數(shù)上限，還應(yīng)考慮存儲系統(tǒng)的內(nèi)部結(jié)構(gòu)以及應(yīng)用的特性.
現(xiàn)代內(nèi)存系統(tǒng)普遍的構(gòu)成方式為：多片存儲芯片并聯(lián)、共享訪問地址線.因此，一個PCM內(nèi)存系統(tǒng)的使用壽命問題需要考慮內(nèi)存系統(tǒng)的結(jié)構(gòu)的影響.一個由多片PCM并聯(lián)而成的內(nèi)存系統(tǒng)而言，其壽命取決的因素有：不同地址間的磨損分布和同一地址內(nèi)的磨損分布.前者指不同地址間的寫入頻繁程度的差別；而后者指在同一個地址內(nèi)不同的存儲位置，特別是不同存儲芯片間的寫入頻繁程度的差別本文稱為片間磨損局部性.
為討論片間磨損局部性對PCM內(nèi)存的壽命影響，本文首先收集實際應(yīng)用的內(nèi)存寫入數(shù)據(jù)，并分析其在各個存儲芯片間的磨損分布的模式.實驗結(jié)果顯示，各存儲芯片的修改頻度存在一定的不平衡性，且因程序而異.這種局部性會造成某些存儲芯片過快達到其寫入次數(shù)上限而出現(xiàn)故障，進而影響整個存儲系統(tǒng)的可用性.
為了解決由這一局部性帶來的壽命衰減問題，本文提出了一種稱為最大磨損轉(zhuǎn)移(redirecting the most modified byte,RMB)的壽命延長方法.該方法的核心在于保護當前承受最多磨損的存儲芯，避免其被進一步的寫入.通過為每個存儲芯片添加數(shù)據(jù)比較器和寫入計數(shù)器，可以識別出在寫入時發(fā)生了修改的芯片和當前承受了最多寫入的芯片.然后，關(guān)閉承受了最多寫入的芯片的寫入，并將未來對該芯片的寫入導向到額外添加的長壽命的輔助芯片中.
通過動態(tài)的最大磨損轉(zhuǎn)移策略，RMB方法不僅可以減少PCM存儲器上的總寫入量，而且還可以平衡各PCM芯片之間的寫入量差別，從而在整體上延長PCM內(nèi)存的壽命.此外，相比于廣泛使用的磨損均衡方法，RMB方法不會將寫入量均攤給那些原本只應(yīng)該承受較低寫入量的存儲芯片，從而使其免受額外磨損.
此外，為了測試RMB方法的效能，本文提出了一種基于該方法的混合內(nèi)存設(shè)計方案,稱為HPS(hybrid PCM system).該方案采用磁性隨機存儲器(magnetic RAM，MRAM)作為長壽命的輔助存儲芯片.實驗結(jié)果顯示，該設(shè)計對于典型測試程序具有良好表現(xiàn).相比未使用任何壽命延長方法的內(nèi)存系統(tǒng)，HPS可以最多延長7.9倍的壽命；相比于經(jīng)典的寫減少方法PRES，也可以延長5.14倍的壽命.
本文的貢獻包括2個方面：
1)提出了片間磨損局部性是導致相變內(nèi)存系統(tǒng)壽命衰減的重要原因.
2)提出了一種兼具寫減少和磨損均衡效果的方法，可有效對抗因片間磨損局部性引起的磨損.
1 相關(guān)工作
延長相變內(nèi)存的壽命一般可以通過2種途徑：平衡存儲單元間的寫入量差異和減少寫入量.平衡存儲單元間的寫入量差異防止了某些單元被過快磨損而導致的壽命迅速下降問題.Joo等人[2]和Zhou等人[3]分別采用數(shù)據(jù)周期位移和數(shù)據(jù)段交換的方案達到這一目標.而Wu等人[4]和Seong等人[5]分別采用地址重映射技術(shù)，避免了對某些地址的集中寫入,實現(xiàn)了一種可以對抗惡意寫入行為的存儲系統(tǒng).Start-Gap以及Region Based Start-Gap[6]方法采用環(huán)狀隊列實現(xiàn)了地址-數(shù)據(jù)間進行重映射，進而延長了基于PCM的存儲系統(tǒng)的壽命.
寫減少方法通過減少存儲單元的改變次數(shù)來降低總的寫入量.DCW[7],FNW(Flip-N-Write)[8],Min-shift[9],FlipMin[10],PRES[11-12]是5種典型的寫減少方法.其中，DCW僅使用待寫入數(shù)據(jù)作為唯一的一個候選向量來與目標地址已有數(shù)據(jù)進行比較，并寫入相異位.而其他4種方法通過采用位移或編碼技術(shù)，提供了更多的候選向量，進一步降低了相異位的數(shù)量.
為了發(fā)揮不同存儲器件各自的優(yōu)勢，越來越多的研究開始轉(zhuǎn)向混合使用異質(zhì)存儲器件的設(shè)計方案.Dhiman等人[13]、Park等人[14]提出了將DRAM和PCM混合的方案，將小容量的DRAM芯片作為PCM存儲系統(tǒng)的緩存，用以緩存經(jīng)常讀寫的數(shù)據(jù)，從而降低存儲系統(tǒng)整體的延遲和功耗，延長PCM部分的使用壽命.Joo等人[15]使用了STT-RAM作為PCM的cache，延長了系統(tǒng)的寫入壽命.張德志等人[16]實現(xiàn)了一種基于DRAM和PCM的混合內(nèi)存模擬器，為研究異構(gòu)存儲器的使用提供了便利條件.吳煬等人[17]提出了一種高效的DRAM-PCM混合內(nèi)存模型及布局機制，并通過使用糾刪碼提高了系統(tǒng)的可靠性.
Fig.1 Logical and physical structures of the main memory圖1 內(nèi)存的邏輯結(jié)構(gòu)和物理結(jié)構(gòu)
2 研究動機
2.1 內(nèi)存的邏輯結(jié)構(gòu)與物理結(jié)構(gòu)
內(nèi)存負責存儲運行時處理器需要的數(shù)據(jù)及其產(chǎn)生的數(shù)據(jù).從中央處理器/操作系統(tǒng)的角度來看，內(nèi)存可以被抽象為1個2維表.每次讀寫操作的最小原子單位是這個表的1行.本文將其稱為1個內(nèi)存行(memory line,ML).每個內(nèi)存行通常包含32 b或64 b.每個內(nèi)存行對應(yīng)1個地址(address)，用于訪問該行中的數(shù)據(jù).整個內(nèi)存包含上百萬條內(nèi)存行，所有內(nèi)存行的地址構(gòu)成系統(tǒng)可用的物理地址空間.
從構(gòu)成的角度來看，內(nèi)存分為存儲控制器和存儲單元.前者一般集成于中央處理器中，對處理器/操作系統(tǒng)提供一個抽象的內(nèi)存訪問界面；后者負責實際存儲數(shù)據(jù).存儲單元一般由1條或多條DIMM(dual in-line memory module)形式的內(nèi)存條組成.一條DIMM內(nèi)存條包含了8或16個存儲芯片.這些存儲芯片共享地址線，同時進行讀取或?qū)懭氩僮?每個內(nèi)存芯片讀寫時的數(shù)據(jù)位寬一般為8 b，即單次訪問時的最小讀寫位數(shù)為8 b.此外，基于DRAM的內(nèi)存存儲單元的內(nèi)部結(jié)構(gòu)還有更精細的結(jié)構(gòu)，包括Rank，Bank，Column，Row，RowBuffer等，但這些結(jié)構(gòu)和本文沒有直接聯(lián)系，在此不做贅述.內(nèi)存的邏輯結(jié)構(gòu)和物理結(jié)構(gòu)如圖1所示：
2.2 問題的提出
現(xiàn)代內(nèi)存系統(tǒng)通常采用多片存儲芯片通過共享地址總線并聯(lián)而成.因此，當一個數(shù)據(jù)被寫入內(nèi)存時，每個存儲芯片只負責存儲該數(shù)據(jù)的一部分.由于數(shù)據(jù)的數(shù)值分布是非均勻的，因此，各數(shù)據(jù)分段被改變的概率也不會完全相同.例如當存儲大量數(shù)值接近零的小整數(shù)時，負責存儲低位的存儲芯片將更加活躍；負責存儲高位的存儲芯片因幾乎總是存儲零值而受到相對較少的修改.
數(shù)據(jù)值分布的不均勻性導致了存儲這些數(shù)值的存儲芯片的改變概率不同.這對于寫入壽命近乎無限的DRAM器件而言，并不構(gòu)成問題.然而，對于寫入壽命有限的存儲器件如PCM而言，這種和存儲位置相關(guān)的磨損不平衡性，將會導致負責存儲變化頻率較大的數(shù)據(jù)段的芯片承受更多的磨損，縮短其使用壽命，進而導致整個存儲系統(tǒng)陷入故障狀態(tài).
應(yīng)對非均衡分布的常用方法是采用磨損均衡技術(shù).這一技術(shù)將寫入時發(fā)生的磨損盡可能均攤到所有存儲單元上，從而降低對某個存儲單元壽命的集中損耗，進而增加系統(tǒng)的總體可用性.然而，值得注意的是，磨損均衡方法對于承受較少寫入的存儲單元來說是不公平的.具體而言，本應(yīng)該承受較少寫入的單元將被迫承受從其他負擔較重單元轉(zhuǎn)移出的寫入負荷.
因此，如果能夠構(gòu)造一種方法，使其可以將額外的寫入從負擔較重的存儲單元中轉(zhuǎn)移出來并加以記錄，而又不必將其寫入到寫入負擔較輕的存儲單元中，那么這種方法可以同時降低所有存儲單元的寫入量，以及各個存儲單元之間的寫入量差異，進而提升整個存儲系統(tǒng)的壽命，這就是本文提出的方法的核心思想.
2.3 片間磨損局部性
本文將這種發(fā)生在多芯片存儲器中的非平衡磨損現(xiàn)象稱為片間磨損局部性.常用的時空局部性和數(shù)據(jù)內(nèi)容無關(guān)，僅和內(nèi)存行對應(yīng)的地址重用性有關(guān).因此，在圖1(a)中，片間磨損局部性體現(xiàn)在水平方向，各個字節(jié)間的訪問熱度不同.而時空局部性，表現(xiàn)的是在垂直方向，內(nèi)存訪問地址(memory address,MA)之間的訪問頻度分布.
片間磨損局部性本質(zhì)上是由數(shù)據(jù)值分布的非均衡性以及內(nèi)存的物理結(jié)構(gòu)所共同引起的.例如頻繁使用數(shù)值較小的二進制數(shù)據(jù)，將會導致存儲低位數(shù)據(jù)的存儲單元頻繁發(fā)生變化；而存儲高位數(shù)據(jù)的存儲單元變化較慢.為了展示數(shù)據(jù)值和片間磨損局部性之間的聯(lián)系，本文首先通過數(shù)值模擬給與展示，如圖2所示.
首先，本文定義一個數(shù)據(jù)集合D，包含106個定長二進制整數(shù)，并假設(shè)這些整數(shù)服從高斯分布(高斯分布的平均值用mean表示，方差用sigma表示.通過設(shè)定均值和方差的關(guān)系，可以保證數(shù)據(jù)集D內(nèi)99%以上的整數(shù)非負，而此時D中的負數(shù)所占比例很小，在模擬中被忽略).之后，這些整數(shù)將被依次寫入到1個8 b的存儲單元中，用以觀察在不同均值和方差的組合條件下寫入數(shù)據(jù)集D時，各個存儲位的磨損情況.如圖2所示，磨損分布的變化與數(shù)據(jù)均值的變化緊密相關(guān)，并出現(xiàn)了一定的周期性.當均值為2的冪次時，各個存儲芯片幾乎被均勻磨損，方差sigma幾乎沒有影響.當數(shù)據(jù)均值不是2的冪次時，對于方差sigma較小的數(shù)據(jù)集，片間磨損局部性更加明顯，這是因為更小的方差將導致數(shù)據(jù)更加集中于某些數(shù)值附近，數(shù)值間的變化更多地表現(xiàn)為少數(shù)幾個低位的變化.當方差sigma變大時，數(shù)據(jù)集合中將出現(xiàn)更多種類的數(shù)值，數(shù)值之間的差別也會變大，因此整體磨損分布呈現(xiàn)為較為平緩的分布，表明片間磨損局部性較弱.當呈現(xiàn)均勻分布時，即為極限情況.
Fig.2 Chips modification with different mean and variation圖2 帶有不同均值和方差的數(shù)據(jù)集下芯片間磨損的分布情況
為進一步研究實際應(yīng)用中片間磨損局部性的情況，本文使用GEM5模擬器運行并收集了12個典型應(yīng)用的訪存蹤跡(假設(shè)內(nèi)存是由8個8 b的存儲芯片構(gòu)成，任何1 b發(fā)生改變，那么存儲該位的存儲芯片就被認為發(fā)生了1次改寫，每個存儲芯片的修改概率可以從修改次數(shù)和總的寫入次數(shù)中得到)，并統(tǒng)計了各芯片的修改概率.其結(jié)果如圖3所示.在某些測試程序如libquantum，其芯片1發(fā)生修改的概率為芯片3的30倍以上.模擬和測試程序均顯示，在多芯片并聯(lián)構(gòu)成的內(nèi)存中，不同存儲芯片之間的修改頻繁程度，存在著較大的差別,而這一差別必然會影響到由PCM構(gòu)成的內(nèi)存壽命.
Fig.3 Variance of modification possibilities across chips with benchmarks圖3 測試程序中各芯片間的修改頻率的變化示意圖
3 RMB方法的設(shè)計與分析
3.1 基本思想
片間磨損局部性會導致多個存儲芯片磨損程度的差異，進而導致某些存儲芯片過快用盡寫入壽命.對這一問題的一種解決方法是將這些寫入量從受到較多磨損的芯片上轉(zhuǎn)移出來.但是被轉(zhuǎn)移出的這部分寫入量仍然需要存儲器件來保存.針對轉(zhuǎn)移出的數(shù)據(jù)的存放問題，磨損均衡方法將其分配給其他輕負載單元.而RMB方法的核心在于將這部分數(shù)據(jù)轉(zhuǎn)移并存儲到附加的長壽命存儲器件中，從而同時減少存儲器件的總寫入量和各存儲芯片之間的寫入量差異.因此，RMB方法可以被認為是一種兼具寫減少和磨損均衡能力的壽命延長方法.
3.2 RMB方法的結(jié)構(gòu)
一個采用了RMB方法的存儲系統(tǒng)包含主存儲芯片(main storage chip,MSC)、輔助存儲芯片(auxiliary storage chip,ASC)、芯片修改次數(shù)計數(shù)器(modification counter,MC)以及最多被修改芯片指針(most-modified chip index,MCI)，其組成框圖如圖4所示.每個MC負責記錄每個對應(yīng)的MSC的修改次數(shù).每當一個MSC中的某個位置發(fā)生了一次修改(寫入值與已有值不同)，那么該MSC對應(yīng)的MC就被加1.MCI用于存儲目前被最多修改的MSC的編號.ASC包含了數(shù)據(jù)域(data zone，DZ)、標志域(tag zone，TZ)和有效域(valid zone，VZ).數(shù)據(jù)域(以ASC.Data表示)用于存放被轉(zhuǎn)移的數(shù)據(jù)，標志域(以ASC.Tag表示)用于指示被轉(zhuǎn)移的數(shù)據(jù)屬于哪一個MSC，有效域(以ASC.Valid表示)則表示相應(yīng)的標志域和數(shù)據(jù)域是否有效.
Fig.4 Block diagram of RMB method圖4 RMB方法框圖
3.3 讀寫過程
當給出讀取地址后，ASC和各個MSC的同一地址行內(nèi)的數(shù)據(jù)都將被讀取到內(nèi)存控制器中.此時，如果ASC行中的有效域被設(shè)置，那么其所屬的標志域?qū)粰z查，用以發(fā)現(xiàn)MSC行中過時的數(shù)據(jù)字節(jié)，這樣的字節(jié)將被ASC中數(shù)據(jù)域的對應(yīng)行的數(shù)據(jù)代替.如果有效域未被設(shè)置，那么說明該ASC行處于無效狀態(tài)，各MSC字節(jié)均為最新數(shù)據(jù).此時，內(nèi)存控制器將讀取到的MSC數(shù)據(jù)轉(zhuǎn)發(fā)出去完成讀取.
當寫入開始時，MSC和ASC中給定地址上的行數(shù)據(jù)將首先被載入到內(nèi)存控制器中.根據(jù)MCI的內(nèi)容，以及ASC中有效域和標志域的信息，存在2種可能：
1)如果有效域未被設(shè)置，那么ASC中該行的數(shù)據(jù)域無效.此時，MCI指向的MSC上的待寫入數(shù)據(jù)，將會被寫入ASC的數(shù)據(jù)域，而不是寫入對應(yīng)的MSC中.而標志域也將被修改為當前被映射的MSC的標號.除此之外的各個字節(jié)將正常寫入各MSC.
2)如果有效域被設(shè)置，那么標志域的內(nèi)容有效，此時，將存在2種分支狀況.
① 如果標志域的值等于MCI的值，那么要寫入標志域所指向的MSC的字節(jié)，將被寫入ASC的數(shù)據(jù)域中，作為更新.除此之外的標志域、MCI以及負責該MSC的MC，均保持不變.
② 如果標志域的值不等于MCI的值，那么標志域所存儲的MSC標號，在過去某個時刻曾經(jīng)是受磨損最多的，而當前已經(jīng)不再是這樣.由于待寫入的數(shù)據(jù)包含了該地址上最新的內(nèi)容，因此，可以將數(shù)據(jù)域和標志域視為無效，然后向ASC的數(shù)據(jù)域直接寫入MCI所指向的字節(jié)的新數(shù)據(jù).而原來標志域所指向的MSC，可以直接用當前最新數(shù)據(jù)覆蓋即可，最后對相應(yīng)的MC+1.
最后當數(shù)據(jù)與芯片之間的分配關(guān)系確定后，各個MSC和ASC將按照分配的結(jié)果完成各自的寫入.
3.4 寫入過程實例
為了更清晰地展示寫入過程，圖5給出了1個寫入例程.在該例子中，多個數(shù)據(jù)被連續(xù)寫入1個應(yīng)用了RMB系統(tǒng)的某一個內(nèi)存行.該系統(tǒng)包含2個MSC、1個ASC、2個MC和1個MCI.該例程展示了使用RMB之后的結(jié)果之外，還給出了使用理想均衡方法(ideal levelling method,ILM)和不使用任何壽命延長方法(RAW)時的結(jié)果.
首先，所有的MSC,ASC,MC都被置為0.
1)當寫入數(shù)據(jù)0x0A之后，MSC#1被修改為0xA，MC#1的值加1,MCI指向MSC#1，如狀態(tài)1所示.
2)當數(shù)據(jù)0x0B被寫入時，由于此時MCI指向MSC#1，因此該寫入將被轉(zhuǎn)移到ASC的DZ中，ASC的Tag也因此指向MSC#1，如狀態(tài)2所示.
3)當寫入數(shù)據(jù)0xCC時，MSC#2被修改為0xC，而低位數(shù)據(jù)則由于MCI的導向作用，被寫入ASC的DZ中，MSC#1再次得到保護，如狀態(tài)3所示.
Fig.5 A writing example for the RMB method圖5 RMB方法的寫入實例
4)狀態(tài)4與狀態(tài)3類似，但MCI的值發(fā)生了改變.
5)狀態(tài)5中，數(shù)據(jù)0xFB被寫入，ASC的DZ被修改為0xF，而MSC#1被更新為0xB.最終狀態(tài)5顯示，每MSC都被寫入了2次.
不采用任何抗磨損方法的寫入結(jié)果如狀態(tài)6所示，狀態(tài)7顯示了采用理想均衡方法的結(jié)果.狀態(tài)5、狀態(tài)6、狀態(tài)7的對比顯示，MSC的總寫入次數(shù)得以減少，而且每個MSC的寫入量也得到了均衡.究其原因，在RMB方法中當任意一個MSC受到了集中式的寫入時，其寫入計數(shù)就會一直增大，直到大于其他所有MSC的計數(shù)，從而引發(fā)保護機制，使其未來的寫入被導入ASC，從而避免進一步的磨損.不僅總體寫入量得到削減，而且各個MSC之間的磨損差異也得以縮小.因此，RMB方法可以被視為是一種特殊的、兼具寫入量減少和寫入平均能力的壽命延長方法.
4 性能評估
4.1 PCM-MRAM混合內(nèi)存結(jié)構(gòu)
本文提出了一種實用的內(nèi)存系統(tǒng)方案HPS，用以作為RMB方法的實現(xiàn).該方案混合使用了PCM和MRAM作為存儲芯片.MRAM與PCM類似，速度較快且具有更長的寫入壽命，但存儲密度較低，因此MRAM適合小規(guī)模的部署于關(guān)鍵位置.
HPS系統(tǒng)的結(jié)構(gòu)分為控制器和存儲芯片2個部分，如圖6所示.控制器部分包含8個64 b的修改計數(shù)器作為MC的實現(xiàn)，1個3 b的寄存器作為MCI的實現(xiàn).此外，8個8 b的PCM芯片將被作為MSC，1個12 b位寬的MRAM技術(shù)構(gòu)成ASC，包括8 b的數(shù)據(jù)域、3 b的標志域和1 b的有效域.為了鑒別被修改的字節(jié)，該方案使用了比較后寫入的方法DCW.該方法在寫入前會比較待寫入數(shù)據(jù)和目標地址已有數(shù)據(jù)，并僅寫入相異位.
Fig.6 Hardware structure of HPS圖6 HPS的硬件結(jié)構(gòu)
4.2 測試配置
通過在GEM5模擬器中運行測試應(yīng)用，并記錄其讀寫請求，可以獲得這些應(yīng)用的內(nèi)存訪問蹤跡，包括訪問地址和新/舊數(shù)據(jù).在獲得這些數(shù)據(jù)后，HPS系統(tǒng)可以計算出每個存儲芯片的修改次數(shù).本文采用SPEC2006[18]應(yīng)用來測試HPS的性能.各應(yīng)用的特性如表1所示,且均使用默認配置.PCM芯片默認可以承受106次寫入操作，而MRAM默認可以承受1012次寫入操作.測試平臺的主要配置參數(shù)如表2所示.此外，存儲核心的制造差異在本文中不作考慮，并假定整個內(nèi)存的可用性取決于每一個存儲位的可用性，即：如果任何一個存儲位到達寫入上限，則整個內(nèi)存被認為進入了故障狀態(tài).
Table 1 SPEC2006 Benchmarks Introduction[18]表1 SPEC2006測試程序介紹[18]
Table 2 Configuration表2 測試平臺配置
為了衡量HPS的寫入均衡能力，本文采用理想均衡方法ILM和Start-Gap，與HPS系統(tǒng)進行對比.理想均衡方法代表了磨損均衡方法的理論上限，Start-Gap方法則是一種易于實現(xiàn)的經(jīng)典磨損均衡方法.為了公平比較，本文在Start-Gap方法的思想上進行了一定的修改.原始Start-Gap方法在內(nèi)存地址之間留了一個移動數(shù)據(jù)用的間隙(gap)，而本文實現(xiàn)的Start-Gap方法，為每個內(nèi)存行定義了一個循環(huán)隊列，該隊列包含各個存儲芯片的對應(yīng)行.因此，該方法需要一個和ASC的數(shù)據(jù)域同樣大小的存儲空間作為Gap，需要和ASC的標志域同樣大小的存儲空間存放Gap的位置標號.采用Start-Gap方法將和HPS系統(tǒng)的實現(xiàn)代價非常接近，因此兩者的對比是公平合理的.
為了衡量RMB方法的寫減少效果，本文使用典型的寫減少方法FNW和PRES作為對比方案.為了保持硬件開銷的公平性，F(xiàn)NW方法的翻轉(zhuǎn)狀態(tài)標志位為8 b，即每8 b的數(shù)據(jù)對應(yīng)1個翻轉(zhuǎn)狀態(tài)標志位.PRES方法的編碼向量編號為8 b，即使用28個候選向量.
比較壽命時，本文采用的方法：將采集的各個測試程序的訪存蹤跡模擬寫入PCM存儲單元，記錄其被改變的次數(shù).此時，某個存儲單元上的最高改變次數(shù)被認為是該程序造成的最大寫入計數(shù)，并以其倒數(shù)作為壽命.同樣的過程應(yīng)用于不同的壽命延長方法，包括RAW等參考系統(tǒng).然后，以RAW方法下的壽命為1，對所有數(shù)據(jù)做歸一化處理能得到各個方法的歸一化壽命延長結(jié)果.
4.3 與經(jīng)典磨損均衡方法的對比
與不采用任何壽命延長方法的內(nèi)存相比，HPS系統(tǒng)可以延長其壽命多達7.9倍，如圖7所示.特別是對于片間磨損局部性較強的應(yīng)用，如mcf,libquantum，HPS的表現(xiàn)甚至優(yōu)于ILM.然而，對于芯片間的修改概率差別較小的應(yīng)用，如lbm,soplex,gcc，HPS系統(tǒng)比ILM略有差距.但理想均衡方法是此類方法的理論上限，一般的磨損均衡方法是無法達到這一性能的.因此，在大多數(shù)情況下，HPS系統(tǒng)優(yōu)于Start-Gap方法.
Fig.7 Endurance comparison among 4 methods圖7 4種方法下的相變內(nèi)存壽命比較結(jié)果
Fig.8 Endurance comparison among 4 methods圖8 4種方法下的相變內(nèi)存壽命比較結(jié)果
4.4 與經(jīng)典寫減少方法的對比
對于那些片間磨損局部性較強的程序，如mcf,libquantum,omnetpp而言，HPS系統(tǒng)的表現(xiàn)優(yōu)于FNW方法,對比結(jié)果如圖8所示，其原因在于FNW的起效條件.FNW方法僅在相鄰寫入數(shù)據(jù)的相異位數(shù)量超過字長一半的情況下才會生效，否則該方法將等同于DCW方法.因此，對每次翻轉(zhuǎn)位數(shù)較少的程序而言，F(xiàn)NW方法難以奏效.
HPS系統(tǒng)也優(yōu)于經(jīng)典的寫減少方法PRES.究其原因，對于片間磨損局部性較強的程序，前后相繼的2個寫入數(shù)據(jù)一般也具有較少的相異位.由于PRES方法只能保證無偏數(shù)據(jù)集上的平均寫入量減少效果最優(yōu)，而無法保證在數(shù)據(jù)集有偏的條件下，特別是相鄰寫入數(shù)據(jù)相異位較少時的效果.在這種情況下，PRES的隨機映射機制，可能反而會增加相鄰寫入數(shù)據(jù)的相異位.如圖8所示，HPS系統(tǒng)比經(jīng)典的PRES方法可以最多延長達5.14倍的壽命.
4.5 實現(xiàn)代價分析
本文以存儲芯片數(shù)量作為衡量各方法實現(xiàn)代價的指標，并采用相對值進行比較.一個典型的、不帶有任何壽命延長方法的內(nèi)存系統(tǒng)，通常是由8個8 b的存儲芯片構(gòu)成，即每個內(nèi)存行為64 b.以該系統(tǒng)將作為對比基礎(chǔ)，其實現(xiàn)代價定為100%.
HPS系統(tǒng)在基礎(chǔ)系統(tǒng)之上，為每個內(nèi)存行添加8 b的存儲空間、3 b標志域和1 b作為有效位.因此，其相對存儲代價為(64+8+3+1)/64×100%=118.75%.除此之外，HPS系統(tǒng)還需要8個64 b的全局修改計數(shù)寄存器，1個3 b的寄存器作為MCI，以及8個64 b的加法器對MC執(zhí)行加法操作.
Start-Gap方法同樣需要一個額外的存儲芯片作為Gap.因此每行內(nèi)存需要額外的8 b存儲空間作為Gap，以及3 b的Gap位置指針.因此，其存儲代價為(64+8+3)/64×100%=117.2%，略低于HPS系統(tǒng).
FNW和PRES方法同樣需要額外的存儲空間.這2種方法均采用每64 b的存儲空間附加8 b標志位的方式實現(xiàn)，因此其對應(yīng)的存儲代價為112.5%.
4.6 讀寫時間影響分析
RMB方法的讀操作比其它正常的讀取流程來說，多加了一個ASC有效域的檢查步驟，即單個位是否為1的檢查.鑒于PCM存儲器的讀取時間比DRAM要長得多，因此，這一檢查步驟完全可以利用讀取延遲隱藏.之后的數(shù)據(jù)選擇傳輸過程可以采用多個2選1選擇器實現(xiàn).如圖6所示，RMB方法的讀取過程，額外需要1個選擇器.而由其帶來的延遲遠小于PCM器件的讀取延遲，幾乎可以忽略.
RMB方法的寫入過程稍顯復雜.最長的寫入路徑包括了ASC的標志域和有效域的2次檢查、MCI、標志域和有效域的寫入.但是PCM技術(shù)的寫入延遲更大，幾乎可達讀取延遲的10倍左右.因此，增加的寫入時間延遲，在總的時間延遲中所占的比例很小.
5 對RMB方法的進一步討論
本文介紹了RMB方法的工作流程、實現(xiàn)、性能以及實現(xiàn)代價.為了更好地研究這一方法，本節(jié)將對其做進一步的討論.
RMB方法可以類比于cache系統(tǒng).cache系統(tǒng)基于時空局部性，根據(jù)訪問地址的被訪問頻度決定是否緩存該地址內(nèi)的數(shù)據(jù)，且緩存的最小單位是本文中定義的一個內(nèi)存行；而RMB方法是建立在片間磨損局部性的基礎(chǔ)上，根據(jù)被修改芯片的寫入計數(shù)來決定是否緩存該位置，且緩存的最小單位是一個字節(jié).
RMB也是一種使用緩存的方法，本文提出的RMB方法，僅設(shè)計為跟蹤一個存儲芯片，這是基于實現(xiàn)代價的考慮.因此其必然存在由于容量限制而導致的替換發(fā)生.對發(fā)生在同一內(nèi)存行的多個位置上的寫入，這一設(shè)計處理能力是不足的.但如果放寬實現(xiàn)代價限制，那么RMB方法完全可以擴展為采用多個ASC芯片的實現(xiàn)方式，且其主要組成和工作流程非常相似.這種擴展的RMB方法稱為RMBK，其中參數(shù)K代表采用了K個ASC芯片.RMBK方法盡管代價較高，但可以跟蹤并轉(zhuǎn)移同一內(nèi)存行中K個存儲位置發(fā)生的改變，從而更好地提高PCM內(nèi)存的壽命.
此外，RMB方法對2個存儲芯片交替寫入而導致的顛簸現(xiàn)象也有一定的防御能力.首先，顛簸現(xiàn)象實際上在RMB系統(tǒng)中也是不容易出現(xiàn)的.其原因是：1)要達到顛簸狀態(tài)，先要求2個存儲芯片的總寫入計數(shù)完全一樣，否則只會繼續(xù)磨損那個計數(shù)值較小的芯片;2)交替寫入的內(nèi)容必須出現(xiàn)在同一內(nèi)存行中,否則，會被2個不同行上的ASC分別吸收.之后，某一內(nèi)存行的頻繁寫入操作會導致該內(nèi)存行被長期緩存在上級cache中，也就是說這些寫入操作事實上都是發(fā)生在cache中，而幾乎不會發(fā)生在內(nèi)存一級.綜上所述，以上這些條件限制了顛簸出現(xiàn)的可能性，因此避免了在實際程序中遇到這類問題.而且，即使在出現(xiàn)顛簸的情況下，RMB方法也仍然能夠使用ASC芯片來吸收至少一半的寫入量.
6 結(jié) 論
針對相變內(nèi)存寫入壽命不足的問題，本文首先在結(jié)合內(nèi)存系統(tǒng)結(jié)構(gòu)的基礎(chǔ)上，分析并提出了片間磨損局部性的概念，并指出該局部性是導致相變內(nèi)存壽命損失的一個重要原因.為了解決這一局部性帶來的問題，本文提出了一種稱為RMB的相變內(nèi)存壽命延長方法.通過關(guān)閉已承受最多磨損芯片上的未來寫入，并將這些寫入轉(zhuǎn)移到附加的長壽命存儲芯片中，該方法兼具了寫減少和磨損均衡的效果.實驗證明，其壽命延長的能力在某些情況下甚至優(yōu)于理想磨損均衡算法.此外，該方法也可以方便地與其他壽命延長方法相互結(jié)合，更好地延長存儲器的寫入壽命.
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