CN104794061B

CN104794061B - 一种相变存储***损耗均衡方法

Info

Publication number: CN104794061B
Application number: CN201510200883.5A
Authority: CN
Inventors: 姚英彪; 王发宽; 韩琪; 杜晨杰; 陈越佳
Original assignee: Hangzhou Dianzi University
Current assignee: Hangzhou Xinxiao Information Technology Co Ltd
Priority date: 2015-04-24
Filing date: 2015-04-24
Publication date: 2018-11-02
Anticipated expiration: 2035-04-24
Also published as: CN104794061A

Abstract

本发明公开了一种相变存储***损耗均衡方法。本发明首先对当前服务请求，读取地址映射表、预留段表以及寄存器值，获得目标逻辑段号LSN及对应的物理段PSN；然后判断请求类型是读请求还是写请求。若是读请求，直接读取PSN内的数据；反之根据RSA分配机制，重新确定将要写入的物理段PSN。采用Shift‑Flip‑N‑Write算法，将数据写入到正确的物理段PSN中；最后判断是否服务完所有请求。若已服务完，则检测预留段表中是否有无效段。若存在无效预留段，则进行预留段交换。本发明能够均衡相变存储器的写操作，从而延长相变存储器的使用寿命。

Description

一种相变存储***损耗均衡方法

技术领域

本发明属于计算机技术领域，涉及一种相变存储***损耗均衡方法。

背景技术

在计算机体系结构中，处理器与存储器是***的两大核心，在过去的几十年时间内，处理器和存储器都在不断的发展更新。随着处理器的处理速度越来越快，存储器也在不断地发展，尤其是主存储器的容量越来越大。

动态随机存取存储器（DRAM）是目前最普遍的主存***的存储技术，具有速度快及可靠性高等优点，但由于是易失性存储器，需要用电来维持存储***中的数据，使得它的静态功耗比较高。随着存储器的容量越来越大，存储***的静态能耗在总存储能耗的比重也直线上升，存储***的能耗在计算机***总能耗中的占比也不断攀升。例如，在服务器应用领域，主存***的能耗大约占到***能耗的40%。因此，具有高密度、低漏电功耗、长寿命等特性的存储器——相变存储器（PRAM）得到了不少研究者的关注。

相变存储器作为非易失存储器，近年来成为了存储器***方面的研究热点，是取代DRAM、FLASH、硬盘等存储产品的最佳候选者。与DRAM相比，PRAM具有：1）良好的可扩放性；2）低漏电流功耗，降低了存储***的能耗；3）数倍于DRAM的存储密度，大大缩小了存储***的体积。因此，在当今阶段开展对PRAM存储器的研究，促进其早日替代DRAM作为计算机主存储器，是一件非常有意义的工作。

相变存储器PRAM因为具有能耗低、存储密度高、非易失性等优点，因而受到广泛的关注和研究，但它同时存在以下两点不足之处：

1）写操作代价高。当PRAM发生读操作时，只需在相变材料两端施加适当电压，然后通过测量电流即可读取存储单元内的数据；当PRAM发生写操作时，需要将PRAM存储单元迅速加热到较高温度，然后再进行冷却，使相变材料转换为晶态或者非晶态，这一过程需要较大的电流。所以PRAM的写操作与读操作是极不对称的，其读操作延时与DRAM在同一水平，功耗比DRAM更占优势；但是写操作代价却非常高，延时约为DRAM的6-10倍，功耗约为DRAM的3-5倍。

2）可写次数有限制。相变存储器利用相变材料的相位变化来存储数据，而相变材料的相位变化是有次数限制的；也就是说，当变化次数超过它的极限的时候，该相变存储器就会失效。目前相变存储器的耐写次数可以达到10⁸-10⁹次，但与DRAM和磁盘的10¹⁵次相比仍具有较大的差距。

发明内容

本发明针对上述相变存储器PRAM的不足，提出了一种相变存储***损耗均衡方法，从而延长相变存储器的寿命。

本发明解决技术问题所采取的技术方案：

步骤1：对当前服务请求，读取其地址映射表、预留段表以及寄存器值，从而获得请求的目标逻辑段号LSN及对应的物理段PSN。

步骤2：判断当前的服务请求的类型是读请求还是写请求。若是读请求，执行步骤3；反之执行步骤4。

步骤3：直接读取物理段PSN内的数据，然后转到步骤6。

步骤4：基于预留空间分配机制（RSA：Reserved Space Allocation），重新确定将要写入的物理段PSN。

步骤5：采用Shift-Flip-N-Write算法，将数据写入到正确的物理段PSN中。

步骤6：判断是否服务完所有请求。若已经服务完，执行步骤7；反之执行步骤1。

步骤7：所有请求服务结束后，检测预留段表中是否有无效段，当检测到预留段表中有无效预留段时，则进行预留段交换。

进一步地，如上所述步骤（4）的基于预留空间分配机制RSA，重新确定将要写入的物理段PSN，具体包括以下步骤：

4-1.根据地址映射表，找到物理段PSN，读取该物理段PSN的写操作次数segment_write_count（SWC），若该写操作次数segment_write_count不超过阈值θ（下文对θ等于1024进行了测试，并且取得较好效果），则将该数据写入到该物理段PSN，反之进入步骤4-2。

4-2.当该物理段PSN的写操作次数超过阈值θ，则地址映射表进行地址重映射，将该逻辑段重映射到预留池（Reserved Segment Pool，RSP）中空闲的预留段，原本的物理段则为预留池中的无效段。

进一步地，如上所述的步骤（5）中Shift-Flip-N-Write算法，以8bit作为循环移位的单位，且当该存储行的写入次数超过阈值φ时，进行移位。下文分别对φ等于64,128,256,512,1024进行了实验，由实验可知，256,512为较合适的写操作阈值。

该算法需要额外的空间来保存三个数据：1）行写操作次数row_write _count，用来记录该存储行发生写操作的次数；2）当前的位移偏量offset，记录当前的偏移位，以便下一次的读出或写入；3）翻转位Flip，和Flip-N-Write一样，需要记录当前的数据是否与原数据相反。该算法具体包括以下几个步骤：

（1）首先读出row_write_count和offset数据，若row_write_count小于φ，将row_write_count加1，offset不变；若row_write_count大于等于φ，则将row_write_count置0，offset加1。

（2）将要写入的新数据按照offset×8bit进行移位，并且读出该行的旧数据与移位后的新数据进行对比，若新旧数据的海明距离大于N/2(N为存储行的位宽，一般为32,64)，则将新数据取反，写入目标行中，并且将Flip位置1；反之，则直接向新数据写入目标行，Flip位置0。

（3）写入时按位进行对比，当该位的新数据与旧数据不一样时，进行该位的更新。这样，当该数据写入目标地址时，实际更新的比特数将低于或等于N/2。

进一步地，如上所述的步骤（7）中的预留段交换，根据内存控制器中保存的物理段的写操作次数，找出存储空间中的冷存储段，将该冷存储段上的数据写入到无效的预留段中，并且更新地址映射表，写入时执行Shift-Flip-N-Write算法，冷存储段则作为预留段。

本发明有益效果如下：

本发明能够均衡相变存储器的写操作，从而延长相变存储器的使用寿命，保障存储数据的可靠性；同时，本发明在一定程度上降低了相变存储器的写操作次数，从而降低相变存储器的能耗。

附图说明

图1是相变存储***写均衡流程图；

图2是段损耗均衡操作过程；

图3是存储行循环位移装置；

图4是段交换；

图5是更新后的映射表和预留段池；

图6（a）是存储行最高写次数；

图6（b）是存储行最高写次数；

图6（c）是存储行最高写次数；

图6（d）是存储行最高写次数；

图6（e）是存储行最高写次数；

图7是存储行的写操作总数；

图8是存储段的最高写次数。

具体实施方式

以下结合附图对本发明作进一步说明。

一种相变存储***损耗均衡方法，包含存储段写均衡和存储行写均衡两个方面，完整的实施方法如图1所示，包括以下步骤：

步骤1.对当前服务请求，读取地址映射表、预留段表以及寄存器值，从而获得请求的目标逻辑段号LSN及对应的物理段PSN；如图2中的Mapping Table和Reserved SegmentPool。其中LSN(Logical Segment Number)列表示的是逻辑段号，括号内表示的是逻辑段上发生的写操作数；PSN（Physical Segment Number）列表示的是物理段号，括号内表示的是该物理段上发生的写操作次数。如图2中所示，LSN为12所映射的PSN为12，LSN为13所映射的PSN为13，依次类推。

步骤2.判断正在服务的请求的类型是读请求还是写请求。若是读请求，执行步骤3；反之执行步骤4。

步骤3.直接读取PSN内的数据，然后转到步骤6。

步骤4.根据RSA分配机制，重新确定将要写入的物理段PSN；

每一个LSN都会被映射到一个PSN，物理段上的写操作次数的阈值为θ，也就是说当某物理段上写操作发生θ次之后，地址映射表就会进行地址重映射。

(4.1)当写操作次数segment_write_count（SWC）小于θ，将数据写入LSN所映射的PSN中，并且令SWC加1；

(4.2) 当写操作次数segment_write_count（SWC）大于等于θ，则将LSN重映射到空闲预留段PSN’， SWC为0，原来的PSN则暂定为无效预留段。

如图2中PSN为252的物理段发生的写操作次数到达θ后，LSN为252的逻辑段就会映射到预留段池中PSN为300的空闲段，PSN为252的物理段将成为无效段。当PSN为13的存储段发生的写操作次数达到θ次之后，地址映射表就将LSN为13的逻辑段重映射到预留段池中PSN为301的空闲段，当PSN为301的预留段的写操作数到达θ时，逻辑段重映射到PSN为302的预留段。以此类推，最后LSN为13的逻辑段映射的物理段其实是预留段池中PSN为305的存储段。因此，尽管LSN为13的逻辑段上发生的写操作数为4.35θ，但经过地址重映射，4.35θ次写操作被均衡地分配到各个物理段上。

步骤5.采用Shift-Flip-N-Write算法，将数据写入到正确的物理段PSN中；

（5.1）当写入数据时，首先读出行写操作数row_write_count和位移offset数据，若row_write_count小于φ，将row_write_count加1，offset不变；若row_write_count大于等于φ，则将row_write_count置0，offset加1。

（5.2）将要写入的新数据按照offset×8bit进行移位，该循环位移装置如图3所示，并且读出该行的旧数据与移位后的新数据进行对比，若新旧数据的海明距离大于N/2，则将新数据取反，写入目标行中，并且将Flip位置1；反之，则直接向新数据写入目标行，Flip位置0。

（5.3）写入时按位进行对比，当该位的新数据与旧数据不一样时，进行该位的更新。这样，当该数据写入目标地址时，实际更新的比特数将低于或等于N/2。

其中Shift-Flip-N-Write算法的伪代码如下所示：

0: // N: word width

1: // F and F’: new and old flip bit values

2: // C and C’: new and old row_write_count

3: // O and O’: new and ole offset

4: Write(A: address, D: data)

5: C’ = Read_C_Bit(A)

6: O’ = Read_O_Bit(A)

7: if(C’ < φ)

8: C = C’ + 1

9: O = O’

10: else

11: C = 0

12: O = O’ + 1

13: end if

14: D = Left_Round_Shift(8*O, D) //shifting the data

15: D’ = Read(A);

16: F’ = Read_Flip_Bit(A);

17: if hamming_dist({D, 0}, {D’, F’}) > N/2

18: D = ~D; //flip data

19: F = 1; //set flip bit

20: else

21: F = 0; //don’t flip

22: end if

23: for each bit in {D’, F’} and {D, F}

24: if they differ

25: update memory bit

26: end if

27: end for

步骤6.判断是否服务完所有请求。若已经服务完，执行步骤7；反之执行步骤1；

步骤7.所有请求结束时，检测预留段表中是否有无效段，当***检测到预留段表中有无效预留段时，则进行预留段的交换。

首先查找存储空间中的冷存储段，将该冷存储段上的数据写入到无效的预留段中，然后更新映射表，写入时执行Shift-Flip-N-Write算法，冷存储段则作为预留段。

在更换预留段之前，所有失效的物理段都将会重分配，而那些预留段池内的有效段都将与逻辑段一一映射。如图4中，预留段池中PSN为300、305、306、307的物理段将分别与LSN为252、13、121、15的逻辑段一一映射，而LSN为13、15、121、252的物理段将被暂时列为预留段，与其他写操作数超过θ的预留段一样，等待与那些写操作稀疏的物理段进行替换操作。如图4所示，写操作较少的物理段与预留段进行交换操作，将PSN位420的物理段的数据写入到PSN为252的预留段，并且将PSN位420的物理段标志成预留段，PSN为252的物理段与LSN为420的逻辑段进行映射。更新后的映射表和预留段表如图5所示，这些更新的段的segment_write_count重新从0开始记录。

为验证本发明有效性，对本发明方法进行了仿真实验。实验采用GEM5体系结构模拟器进行模拟，为了方便测试存储器中的存储行和存储段上的写操作分布，实验设定PRAM的存储容量为128MB，设定的存储行的大小为128B，即1024bit，设定的存储段的大小为128KB，具体的***配置情况如表1所示。

表1 测试***配置情况

本实验选用了PARSEC2.1测试组件中的4个测试程序和splash2测试组件中的2个测试程序，分别为blackscholes、bodytrace、freqmin、vips、barnes、ocean，它们的简要功能描述如表2所示。

表2 测试程序描述

（1）行写均衡测试

对存储行进行2048次的写操作，比较Flip-N-Write和Shift-Flip-N- Write两个算法下存储行中的每个比特位上最高的写次数。实验分别测试当写操作阈值为64、128、256、512、1024时，该存储行的最高写次数，如图6所示。这是因为该测试的写次数是限定的，为2048次，当写次数阈值越少，需要更新的比特位就会越分散在该存储行中，因而它的最高写次数也就越小。

如图6所示，Shift-Flip-N-Write算法能将存储行内的最高写次数降低，从而均衡写操作。并且由于总写操作次数2048次的限制，使得写操作次数阈值越小，该算法的效果越好。为了进一步研究，对Shift-Flip-N-Write算法和Flip-N-Write算法的对行的写次数总数作比较，Shift-Flip-N-Write算法的写操作阈值分别为64、128、256、512、1024，对应于图6（a）、图6（b）、图6（c）、图6（d）和图6（e），如图7所示。从图中可以看出当写操作阈值越小，存储行的总写操作次数越大，当写操作阈值为64的时候，存储行的总写操作次数最大，比Flip-N-Write算法上升了44%左右。写操作阈值分别为64、128、256、512、1024的时候，存储行的总写操作次数依次增加44%、22%、10%、5%、3%，而存储行中位上的最大写操作次数比Flip-N-Write依次降低85%、73%、61%、38%、10%。从这些数据中可以看出，256和512是比较合适的写操作阈值。

（2）段写均衡测试

对Segment swapping和RSA进行存储段的最大写次数进行测试，设定写操作阈值为1024次，测试结果如图8所示，从图中可以看到，RSA机制比Segment swapping机制更有效地降低存储行的最大写操作次数，有效延长了PRAM的寿命。

Claims

1.一种相变存储***损耗均衡方法，其特征在于该方法的具体步骤如下：

步骤1：对当前服务请求，读取其地址映射表、预留段表以及寄存器值，从而获得请求的目标逻辑段号LSN及对应的物理段PSN；

步骤2：判断当前服务请求的类型是读请求还是写请求；若是读请求，执行步骤3；反之执行步骤4；

步骤3：直接读取物理段PSN内的数据，然后转到步骤6；

步骤4：基于预留空间分配机制RSA，重新确定将要写入的物理段PSN；

步骤5：采用Shift-Flip-N-Write算法，将数据写入到正确的物理段PSN中；

步骤6：判断是否服务完所有请求；若已经服务完，执行步骤7；反之执行步骤1；

步骤7：所有请求服务结束后，检测预留段表中是否有无效段，当检测到预留段表中有无效预留段时，则进行预留段交换；

步骤4中所述的RSA，具体包括以下步骤：

4-1.根据地址映射表，找到物理段PSN，读取该物理段PSN的写操作次数segment_write_count，若该写操作次数segment_write_count不超过阈值θ，则将该数据写入到该物理段PSN，反之进入步骤4-2；

4-2.当该物理段PSN的写操作次数超过阈值θ，则地址映射表进行地址重映射，将该逻辑段重映射到预留池中空闲的预留段，原本的物理段则为预留池中的无效段；

步骤5中所述的Shift-Flip-N-Write算法采用额外的空间来保存三个数据：1)写操作次数row_write_count，用来记录该存储行发生写操作的次数；2)当前的位移偏量offset，记录当前的偏移位，以便下一次的读出或写入；3)翻转位Flip，需要记录当前的数据是否与原数据相反；

具体包括以下步骤：

5-1.首先读出row_write_count和offset数据，若row_write_count小于阈值将row_write_count加1，offset不变；若row_write_count不小于则将row_write_count置0，offset加1；

5-2.将要写入的新数据按照offset×8bit进行移位，并且读出该行的旧数据与移位后的新数据进行对比，若新旧数据的海明距离大于N/2，则将新数据取反，写入目标行中，并且将Flip位置1，N为存储行的位宽；反之，则直接向新数据写入目标行，Flip位置0；

5-3.写入时按位进行对比，当该位的新数据与旧数据不一样时，进行该位的更新；这样，当该数据写入目标地址时，实际更新的比特数将低于或等于N/2；

步骤7的预留段交换分散了预留段的写操作次数；根据内存控制器中存储的数据，查找存储空间中的冷存储段，将该冷存储段上的数据写入到无效的预留段中，并且更新地址映射表，写入时执行Shift-Flip-N-Write算法，冷存储段则作为预留段。