对称式存储结构概述

如果没把撰写可用串行化，而GPUP1克隆到接收者X,在在着P2克隆到接收者X，那后果时会怎样呢？将撰写可用串化尽可能厂每个GPU都能在某个间隔时间想到P2克隆到的结果。如果没把克隆到串行化，就有可能有一些GPU先想到P2的克隆到结果再想到P1的克隆到结果，从而时会不考虑到地存留P1克隆到的系数，避免这种可能最简便的分析方法是将撰写可用串行化，这样对同一个接收者的撰写可用在所有GPU似乎就带有相同的时序。这个特殊性被专指撰写串行化。

虽然上述的三个特殊性足以尽可能完整性，但克隆到的图表什么时候可见也是很不可忽视的。因为我们不能无需对X的念可用能第一间隔时间想到由其他GPU克隆到X的系数：例如，如果某个GPU对X的撰写可用只领先其他GPU对X的念可用很小的一段时问，那么无法尽可能该念可用能回到克隆到的系数，因为在这一刻克隆到的图表甚至可能还没被GPU投递造出去。闪存完整性模型下定义了克隆到的系数只能在什么时候才能被念可用念造出的缺陷，这个将时会在4.6节讨论。

虚拟线程完整性和闪存完整性是互补的：虚拟线程完整性下定义了对同一个闪存接收者同步进行的念撰写可用犯罪行为。而闪存完整性下定义了关于会面时其他闪存接收者的念撰写可用犯罪行为。到目前，做到两个也就是说。第一，我们也就是说直到所有GPU都想到了撰写可用的效果便一个撰写可用才算启动。第二，GPU不时会因为其他闪存可用而彻底改变撰写可用的时序。这两种可能无需GPU重新整理念可用的时序，但要强制GPU按照程序来规定的时序指派撰写可用。4.6节之前各节当中的以下内容都是基于这个也就是说的，在4.6节当中我们将时会给造出这个下定义的准确意义，以及其他一些可供替代的选择。

严谨指派完整性的大体上提议

多GPU和输入输造出的完整性缺陷在很多可能下是类似的，但还是带有一些相同的不同之处，这些不同之处时会受到影响相应的克服提议。输入输造出当中，很少造显现一个图表有多个复本的可能－－这是要尽量避免的，而多GPU系统其设计当中的可能恰恰相反，在多个GPU系统其设计上接入的程序来时会无需在多个虚拟线程当中有同一个图表的复本。在拥护虚拟线程完整性的多GPU当中，虚拟线程缺少交换图表的迁入和克隆。

因为图表项可以被迁入本地虚拟线程并以透明的方样式将应用于，所以完整性的虚拟线程要缺少图表迁入。这样不但能缩减会面时远程交换图表项的延时，而且可以缩减对交换线程的比特率无需。

因为虚拟线程在本地为被同时念取的交换图表做到了备份，所以完整性的虚拟线程也要为这些图表缺少复本。而复本可以缩减会面时延时和念取交换图表时的商品竞争现象。拥护这种迁入和克隆对于会面时交换图表的精度来说是至关不可忽视的。因此，零星多GPU系统其设计并没通过在软件当中可避免不连贯的现象克服这个缺陷，而是通过在硬件上加进一个协商控管虚拟线程的完整性来克服该缺陷。

这个用于控管多个GPU完整性的协商专指虚拟线程完整性协商。解决缺陷虚拟线程完整性协商的关键在于尾随所有交换图表块的长间隔时间。广泛采用的有两类协商，它们采用相同的新技术尾随交换图表：

参考资料样式－－把物理化学磁盘块的交换长间隔时间存放在一个地点，指参考资料。我们时会在4.4节当中讨论可延展交换磁盘结构时集当中讨论这个分析方法。4.8节将时会概述Sun T1的这种参考资料样式其设计，虽然它有砖头当该中心物理化学闪存。

通话样式－－每个包含物理化学闪存当中图表块复本的虚拟线程还要存留该图表块交换长间隔时间的复本，但是并不集当中地留存长间隔时间。虚拟线程并不一定放在交换磁盘数据通讯上，所有的虚拟线程驱动器对数据通讯同步进行监视或通话，来考虑到它们应该包含数据通讯上恳请的图表块的复本。本节集当中讨论这种分析方法。

通话协商随着多GPU系统其设计当中越来越多地应用于微GPU和连接到单一交换闪存的虚拟线程而似乎越来越大行其道，因为这种协商能应用于仍未存在的物理化学连接－－通往闪存的数据通讯－－来查看虚拟线程的长间隔时间。接下来一节我们通过解决缺陷一条交换数据通讯来阐述通话样式虚拟线程完整性，但是，任何可以传播CPU紊乱给一个GPU的通讯颗粒都可以被用来解决缺陷通话样式完整性提议。

通话协商

有两种分析方法可以尽可能上面所说的完整性。一种是在GPU撰写图表项之前尽可能该GPU能独占会面时图表项。这种协商专指撰写有罪协商，因为它在指派撰写可用时要使其他复本有罪。而且这种协商是到目前为止在通话和参考资料提议当中在在似于的协商。独占会面时维护撰写可用指派后不存在其他可念或可撰写的图表项复本：虚拟线程当中该图表项的所有其他复本都是有罪的。

图4.4给造出了一个基于通话数据通讯的撰写有罪协商的都是，其当中应用于撰写回虚拟线程。为了明确指出它怎样尽可能完整性，考虑撰写可用上面在在其他GPU指派念可用的可能：由于撰写可用无需独占会面时，指派念可用的GPU所存留的任何复本都被改置为有罪(协商正是由此故得名的)。因此，指派念可用时，有可能发生虚拟线程紊乱然后要拿取新的图表复本。对于撰写可用，我们无需指派撰写可用的GPU独占会面时，这样就防止了任何其他GPU同时指派撰写可用的可能。如果两个GPU试图同时对同一个图表项指派撰写可用，它们当中只有一个时会在商品竞争当中赢(下面时会给造出如何考虑到谁能赢)，这样另除此以外一个GPU的复本就被改置为有罪。商品竞争失利的GPU要启动撰写可用，就只能首先获得新的图表复本，而这个复本当中仍未还之除此以外了备份后的图表。因此，这个协商强制指派撰写可用的串行化。

也就是说两个虚拟线程最初都没X，并且闪存当中X的系数为0。GPU和闪存当中的以下内容是在GPU和数据通讯活动全部启动后的系数。空格指出没动作或没存放复本。当B发生第二次紊乱时，GPUA时会需要的话，同时更改来自闪存的积极响应.然后，B的虚拟线程和闪存当中X的以下内容都得不到备份。我们下面时会想到，大部份协商都是这样做到的，并且这样做到的确只能修改协商。

还有另一种分析方法：克隆到图表项时备份该图表项所有的复本。这种特性的协商专指撰写备份或撰写的电台协商。由于撰写备份协商只能给交换虚拟线程的电台所有的撰写可用，这消耗了大量比特率。由于这个可能，所有不断备份的多检视系统其设计仍未选择了解决缺陷撰写有罪协商，本章的一小部分仅集当中讨论撰写有罪协商。

大体上解决缺陷新技术

在零星多GPU系统其设计当中解决缺陷撰写有罪协商的关键是应用于数据通讯来启动有罪可用。要解决缺陷有罪可用，GPU只要获得数据通讯领导权然后在数据通讯上的电台有罪图表的接收者即可。所有的GPU都要不断地通话数据通讯来监控接收者。GPU要安全检查各自的虚拟线程当中应该有数据通讯上的电台的接收者。如果有，则虚拟线程当中相应的图表要改置为有罪。

数据通讯所尽可能的串行会面时也尽可能了撰写可用的串行化。因为当两个GPU商品竞争对同一个接收者的撰写可用时，必然其当中一个优于另一个获得数据通讯领导权。第一个获得数据通讯领导权的GPU将把另一个GPU的复本改置为有罪，这样撰写可用就时会严谨地串行指派。要应用于这个提议对交换图表项指派撰写可用，首先要获得数据通讯领导权，否则无法启动。

除了要使指派撰写可用的虚拟线程图表块的复本有罪除此以外，还需要在虚拟线程紊乱时对图表项同步进行定位。在撰写往返虚拟线程当中，查找图表项的不断备份系数很容易，因为克隆到的图表总要送到闪存，故而可以在闪存当中找寻某个图表项的不断备份系数。（撰写缓冲区引起的额除此以外十分复杂程度时会在下一章当中讨论。)在一个有有限线程比特率拥护GPU撰写通讯的其设计当中，应用于撰写往返虚拟线程可以修改虚拟线程完整性。

然而，对于撰写回样式虚拟线程来说，要找造出图表不断备份的系数比较困难，因为图表项的不断备份系数可能不在闪存当中而在虚拟线程当中。幸运的是，撰写回样式虚拟线程只能应用于同样的通话提议检视虚拟线程紊乱和撰写可用：所有GPU都要通话数据通讯上的每个接收者。如果一个GPU发现它留有被恳请的虚拟线程块的一个好像复本，它时会对念可用做到造出积极响应，缺少这个缓冲块，并当终止对闪存的会面时。因为撰写回样式虚拟线程对闪存比特率的无需较低，因此虽然有些十分复杂，多GPU系统其设计还是倾向于应用于这种提议。因而我们主要讨论应用于撰写回样式虚拟线程的解决缺陷机制。

要尾随一个CPU图表块应该交换，需要为每一个图表块再上升一个长间隔时间位，就如有效性位和好像图表位一样。上升了徽章该图表块应该被交换的长间隔时间位便，指派撰写可用时就可以据此判定应该需要投递有罪可用。当对交换的图表块指派撰写可用时，虚拟线程时会在数据通讯卜投递一个有罪可用并且把该块标记为公用。便，那个GPU就不时会再投递该图表块的有罪可用了。拥有CPU块惟一一个复本的GPU并不一定专指该CPU块的所有者。

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