Аппаратная транзакционная память.
Интерес к полностью аппаратной реализации TM (HTM) появился после публикации двух первых статей про TM: статей Найта (Knight) [16] и Херлихи и Мосса [13]. В системах HTM не требуется программный инструментарий для обработки адресов памяти внутри кода транзакции. Аппаратура управляет версиями данных и отслеживает конфликты прозрачным образом при выполнении программами обычных операций чтения и записи. Устранение инструментария позволяет сократить накладные расходы прикладной программы и снимает потребность в специализированных телах функций, так что их можно вызывать и внутри, и вне транзакции.
В системах HTM для реализации управления версиями и выявления конфликтов используются иерархия кэшей и протокол согласования кэшей. Через кэши проходят все операции чтения и записи, задаваемые процессором, в них может буферизоваться значительный объем данных, и их ассоциативная организация позволяет производить эффективный поиск. Во всех HTM модифицируются кэши первого уровня, но этот подход может быть распространен на кэши более высокого уровня, как частные, так и совместно используемые. Для иллюстрации организации и функционирования систем HTM ниже сравнительно подробно описывается архитектура TCC, и кратко упоминаются ключевые особенности альтернативных разработок.
TCC (Transactional Coherence and Consistency) – это система HTM с откладываемыми изменениями, в которой выявление конфликтов производится на стадии фиксации транзакций [21]. Для отслеживания наборов прочитанных и измененных объектов каждый блок кэша помечается служебными битами R и W, которые устанавливаются при первом доступе к блоку внутри транзакции по чтению или записи соответственно. Блоки кэша, входящие в набор измененных объектов, действуют как буфера записи и не выталкиваются в память до фиксации транзакции.
Для фиксации транзакций в TCC используется двухфазный протокол. Сначала аппаратура с использованием протокола поддержки согласованности кэшей получает монопольный доступ ко всем блокам кэша из набора измененных объектов.
Если этот шаг проходит успешно, транзакция считается валидированной. На втором шаге аппаратура одновременно сбрасывает в кэше все биты W, что приводит к автоматической фиксации всех изменений данной транзакции. Новые версии данных теперь глобально доступны всем процессорам на основе обычного протокола согласования кэшей многоядерного кристалла. Если валидация не удается, поскольку другой процессор тоже пытается зафиксировать некоторую конфликтующую транзакцию, аппаратура обращается к программному обработчику, который может аварийно завершить данную транзакцию или попытаться зафиксировать ее с применением традиционной политики управления транзакциями. Когда транзакция фиксируется или завершается аварийно, все служебные биты одновременно очищаются с использованием групповой операции сброса. При отсутствии конфликтов параллельно может фиксироваться несколько транзакций.
Выявление конфликтов происходит, когда другие процессоры получают сообщения о согласовании кэшей от фиксируемой транзакции. Аппаратура проверяет, не содержится ли блок с указанным адресом в локальных кэшах. Если этот блок содержится в кэше, и для него установлены биты R или W, то это значит, что между фиксируемой и локальной транзакциями имеется конфликт «read-write» или «write-write» соответственно. Аппаратура генерирует сигнал программному обработчику, который аварийно завершает локальную транзакцию и потенциально повторяет ее с некоторой задержкой.
Аналогичные аппаратные методы могут применяться для поддержки систем HTM с непосредственным обновлением памяти и ранним обнаружением конфликтов [23]. Для систем с непосредственным обновлением аппаратура прозрачным образом журнализует исходное значение блока памяти до его первой модификации транзакцией. Если транзакция завершается аварийно, этот журнал используется для обратного выполнения операций обновления. Для раннего обнаружения конфликтов аппаратура получает монопольный доступ к блоку кэша при первой записи и удерживает этот режим доступа до фиксации транзакции.
При наличии небольшого числа конфликтов почти все системы HTM ведут себя схожим образом. Если конфликтов много, то подход с откладываемыми изменениями и обнаружением конфликтов приводит к меньшему числу патологических сценариев, с которыми можно легко справиться с применением политики задержек [3].
Потери производительности HTM-нити обычно составляет от 2-х до 10-ти процентов по сравнению с производительностью не транзакционного кода. Система HTM может превосходить по производительности систему STM, основанную на блокировках, в четыре раза, а систему STM с аппаратным ускорением – в два раза [22]. Тем не менее, системам HTM свойственно несколько проблем, которые отсутствуют в реализациях STM. Кэши, используемые для поддержки наборов прочитанных и измененных объектов, а также версий данных, обладают конечной емкостью и при выполнении длинной транзакции могут переполниться. Состояние транзакции, сохраняемое в кэше, имеет большой объем, и его трудно сохранять и восстанавливать при обработке прерываний, переключении контекста и подкачке. Длинные транзакции могут быть редкими, но их все равно необходимо выполнять с сохранением свойств атомарности и изолированности. С точки зрения программистов недопустимо устанавливать зависящие от реализации ограничения на размеры транзакций.
Простой механизм обработки переполнения кэша или системных событий заключается в том, чтобы в любом случае обеспечить возможность выполнения транзакции до конца [21]. При возникновении одного из упомянутых выше событий система HTM может начать обновлять память напрямую, без поддержки наборов прочитанных и измененных объектов и старых версий данных. Однако в это время не могут выполняться другие транзакции, поскольку более невозможно выявление конфликтов. Кроме того, непосредственные обновления памяти без журнализации препятствуют использованию в транзакции явных операторов аварийного завершения или повторного выполнения.
Райвар (Rajwar) и др. предложили альтернативный подход VTM (Virtualized TM), который позволяет поддерживать атомарность и изолированность даже в тех случаях, когда транзакция прерывается событиями переполнения кэша или прерываниями [25].
VTM отображает ключевые структуры данных, описывающие выполнение транзакции (наборы прочитанных и измененных данных, буфера записи или журнал откатов), в виртуальную память, которая является практически неограниченной, и на которую не влияют системные прерывания. В аппаратных кэшах сохраняется рабочий набор этих структур данных. Разработчики VTM также предлагали использовать аппаратные сигнатуры для устранения избыточного поиска в структурах в виртуальной памяти.
Наконец, для решения проблемы ограниченности аппаратных ресурсов можно использовать гибридную систему HTM–STM [7, 17]. Выполнение транзакции начинается в режиме HTM с использованием аппаратных механизмов выявления конфликтов и поддержки версий данных. Если ресурсы HTM исчерпываются, то транзакция откатывается и запускается заново в режиме STM с применением дополнительного инструментария. Для использования этого подхода требуется наличие двух вариантов каждой функции, но обеспечивается хорошая производительность для коротких транзакций. Проблемой гибридных систем является выявление конфликтов между одновременно выполняемыми HTM- и STM-транзакциями.
