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前言

这篇文章主要介绍了write combine的机制

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一、write combine的试验

1.系统配置

（1）、CPU：11th Gen Intel(R) Core(TM) i7-11700 @ 2.50GHz

（2）、GPU：XX

（3）、link status：X16 GEN4（受限于CPU能力）

（4）、主板: TUF GAMING B560M-PLUS

（5）、linux  5.15.0-107-generic，ldd (Ubuntu GLIBC 2.31-0ubuntu9.16) 2.31

注意：CPU write combine受到CPU write combine buffer大小、write combine buffer entry数量、CPU的运行频率以及CPU evict write combine buffer的策略影响非常大，因此，绝对速率和CPU有关，这里只需要关注两种情况下，速率提高比例就可以了。

2、数据对比

    可见使用memcpy 把32M数据从system main memory拷贝的到GDDR，开启write combine后，CPU写的性能提供了13.3倍。这是怎么做到的呢？在讲write combine前需要先讲一下处理器的memory system，以及memory system中的cache。

二、背景知识：X86下的memory system

1、X86下的memory system简介

    上图中的白色框就是memory system的组件。其中main memory在处理器芯片外，是离processor execution units最远的。

    Cache是离processor execution units（处理器中负责执行指令和计算操作的部分）最近的。图中只是画了三种cache（L1 instruction cache、L1 data cache、L2 cache），实际上，对于多CPU core还有L3 cache。不同的微架构，L1/L2/L3的功能可能不太相同，但是基本原理差不多。

    L1 cache和L2 cache一般是每个core都有自己独立的，只是L1 cache通常会被分成L1 data cache和L1 instruction cache ，而L2 cache的data 和instruction是合一的。

2、skylake CPU的cache hierarchy

    下图是intel skylake CPU的 cache hierarchy（缓存层次结构），可看到每个CPU core有自己独立的L1和L2 cache，但是L3 cache（LLC）是share给所有的processors的。

    在L2 cache和L3 cahce之间是L2 Snoop Filter, 是skylake架构中的一个缓存一致性机制。L2 Snoop Filter通过减少不必要的snoop请求（记录缓存数据的位置），来减少的缓存之间的通信开销，提高缓存一致性协议的效率。

    所谓缓存一致性就是在多核处理器系统中，各个核的缓存需要保持一致性，以确保不同核访问同一内存地址时，数据是一致的。当一个核需要访问另一个核的缓存数据时，会发出 snoop 请求。这种请求会在总线上广播，以检查其他缓存中是否有该数据。

    关于snoop，Intel64 andlA-32 Architectures Software Developer's Manual的11.2 CACHING TERMINOLOGY讲得比较清楚了。

    在MP（多处理器）系统中，像Intel486和Intel 64这样的处理器具有snoop（侦听、监视）其他处理器访问system memory和访问处理器internal cache的能力，也就是所谓的“snoop”。 Snoop的功能让处理器的internal cache与system memory和总线上其他处理器中的cache保持一致。

     例如，在Pentium和P6系列处理器中，通过侦听功能，如果处理器A检测到另一个处理器打算写一块memory location，而这块memory location已经自己被cache了，侦听处理器A就会invalidate自己的cache line，强制让自己在下一次访问相同的memory location时执行cache line fill的操作（从system memory来获取最新的数据）。

    从P6系列处理器开始，如果一个处理器A检测到另一个处理器正在尝试访问一块memory location，而这块memory location已经在自己的cache中修改，但尚未写回到system memory，那么侦听处理器A将向其他处理器发出HITM#信号（Hold In Transaction Mode），这个信号告诉另一个处理器该cache line处于modify状态。

    在这种情况下，具有有效修改数据的处理器可能会直接将此数据传递给其他处理器，而不立即将其写回system memory中。负责管理系统内存的memroy controller监视此操作，以确保系统内存最终得到最新的数据。因此，即使数据可能在处理器之间共享而不立即写回内存，内存控制器也确保系统内存最终反映出最新的数据。。

    也就说，任何一个处理器别想偷偷干坏事（让自己的internal cache和其他处理的internal cache不一致），其他处理器一直在偷偷看着呢。

3、memory type（cache type）

    前面说了那么多，就是为了引出cache type（memory type），Intel 64和IA-32架构定义下面的memory type。

    对WC类型的memory的写操作可能会delay并被combine在write combing buffer中，因此来减少memory access。如果WC buffer只是部分填充，write会被delay直到下一个串行事件发生，比如SFENCE或者MFENCE指令，CPUID或者其他串行指令，read或者write uncached memory，中断产生，或者执行LOCK指令。

    WC 类型的cache-control非常适合video frame buffer，因为写order不重要。只要写入操作更新了内存，显示内容能够正确地显示在屏幕上即可。换句话说，即使写入操作的顺序不同，只要最终的内存状态能够正确反映出视频内容，就可以保证画面的正常显示。

4、Write combining buffer

    往WC memory的写的数据会被保存在internal write combining buffer，这个buffer和L1/L2/L3 cache是不同的（见前面的Figure 7-1. Processor and Memory System）。WC buffer没有snoop功能，因此，不能提供数据一致性。

    WC缓冲区的大小和结构在本架构文档上没有定义（也就说是vendor specific的）。对于Intel Core 2 Duo、Intel Atom、Intel Core Duo、Pentium M、Pentium 4和Intel Xeon处理器，WC缓冲区由若干个64字节的WC缓冲区组成。对于P6系列处理器，WC缓冲区由若干个32字节的WC缓冲区组成。

    当软件开始向WC内存写入数据时，处理器就开始逐个填充WC缓冲区。当一个或多个WC缓冲区被填满后，处理器可以选择将数据从write combining buffer evict到system memory。WC缓冲区evict协议取决于厂商具体的实现，软件不能依赖此协议来确保系统内存的一致性。使用WC内存类型时，软件必须要注意：数据延迟写入系统内存，并在需要系统内存一致性时，需要软件主动清空WC缓冲区。

    一旦处理器开始从WC缓冲区将数据evict到系统内存，它将基于缓冲区中包含的有效数据量做bus-transaction style的决策。如果缓冲区已满（例如，所有字节都是有效的），处理器将在总线上执行一个burst-write transaction。一个burst-write transaction会有32字节（P6系列处理器）或64字节（奔腾4及更高版本处理器）的数据会传输到data bus上。如果WC缓冲区的数据有一个或多个字节是无效的（例如，尚未被软件写入），处理器将使用“partial”transaction将数据传输到内存（一次一个chunk，其中一个“chunk”是8字节）。

    “partial”transaction将导致将WC缓冲区中的数据发送到内存时最多进行4个（32/8）“partial”transaction（对于P6系列处理器）或8个（64/8）“partial”transaction（对于奔腾4及更高版本处理器）。

    WC内存类型在定义上是weakly order的。一旦开始evict WC缓冲区中的数据，数据就受到weakly order的影响。在连续分配/释放WC缓冲区时不会保持顺序（例如，对WC缓冲区1的写入后，然后对WC缓冲区2的写入，可能在系统总线上看起来是缓冲区2先于缓冲区1）。使用partial write把数据从WC缓冲区中evict到system memory时，连续部分写之间也没有保证的顺序（例如，chunk 2的partial write可能在总线上先于chunk 1的partial write，反之亦然）。

三、Linux中Write combine相关函数

1、使能PAT的debug打印

    关于pat的介绍可以参考

13. PAT (Page Attribute Table) — The Linux Kernel documentation

    在cmdline增加debugpat就可以让dprintk打印

    下面的打印就是我们cmdline增加debugpat，然后调用对应的API接口时，OS的打印：

[28168.324996] x86/PAT: memtype_reserve added [mem 0x6000000000-0x67ffffffff], track write-combining, req write-combining, ret write-combining

[28168.325001] mtgpu 0000:01:00.0: Enable mtrr success,base:0x6000000000,size:0x800000000, mtrr 0.

[28168.325006] x86/PAT: Overlap at 0xa4a00000-0xa4a48000

[28168.325009] x86/PAT: memtype_reserve added [mem 0xa4000000-0xa5ffffff], track uncached-minus, req uncached-minus, ret uncached-minus

[28168.325021] mtgpu 0000:01:00.0: PCIe BAR0 map start:0xa4000000 size:0x2000000, virtal addr:00000000d90d9aa4 (attribution: UC)

[28168.325028] x86/PAT: Overlap at 0x6000000000-0x6800000000

[28168.325030] x86/PAT: memtype_reserve added [mem 0x6000000000-0x67ffffffff], track write-combining, req write-combining, ret write-combining

[28168.325038] mtgpu 0000:01:00.0: PCIe BAR2 map start:0x6000000000 size:0x800000000, virtal addr:00000000542d4401 (attribution: WC)

2、debugFS中PAT

    cat /sys/kernel/debug/x86/pat_memtype_list，在我们drv中调用对应API后，debugFS会显示对应的page attribute。

    Linux 代码中的实现如下：

 3、API接口

3.1 arch_io_reserve_memtype_wc

4.9.0增加了arch_io_reserve_memtype_wc

[PATCH 1/2] x86/io: add interface to reserve io memtype for a resource range. - Dave Airlie

memtype.c - arch/x86/mm/pat/memtype.c - Linux source code (v5.15) - Bootlin

3.2 memtype_reserve_io

arch_io_reserve_memtype_wc->memtype_reserve_io

memtype.c - arch/x86/mm/pat/memtype.c - Linux source code (v5.15) - Bootlin

3.3 memtype_reserve

arch_io_reserve_memtype_wc->memtype_reserve_io->memtype_reserve

memtype.c - arch/x86/mm/pat/memtype.c - Linux source code (v5.15) - Bootlin

    memtype_reserve是API调用栈的核心代码，主要实现下面功能

（1）memtype_reserve->pat_x_mttr_type来获取actual_type，

（2）然后memtype_reserve->pat_pagerange_is_ram来检查start和end是否不是RAM

./kprobe 'r:myopen pat_pagerange_is_ram $retval'

    使用kprobe查看pat_pagerange_is_ram的返回值，当传入的start和end是MMIO地址的话，pat_pagerange_is_ram返回是的0。

（3）申请一个entry_new，memtype_reserve->memtype_check_insert，把新的entry插入到memtype_rbroot

./kprobe 'r:myopen pat_pagerange_is_ram $retval'

3.4 memtype_check_insert

arch_io_reserve_memtype_wc->memtype_reserve_io->memtype_reserve->memtype_check_insert

memtype_interval.c - arch/x86/mm/pat/memtype_interval.c - Linux source code (v5.15) - Bootlin

3.5、哪些接口会调用memtype_check_insert

./kprobe -s 'p:myprobe memtype_check_insert'

可以看到涉及到使用MMIO的下面接口都会调用memtype_check_insert

3.6、ioremap和ioremap_wc区别

ioremap.c - arch/x86/mm/ioremap.c - Linux source code (v5.15) - Bootlin

    ioremap和ioremap_wc区别就是传入的page attribute不一样。最终还是会调用memtype_check_insert把对应的entry放到memtype_rbroot。

3.7 arch_phys_wc_add

linux kernel 3.11.0增加了arch_phys_wc_add

如果pat_enable已经enable或者mtrr_enable没有enable，arch_phys_wc_add直接返回了。

四、开启write combine后访问MMIO提升的原因

    回到我们最初的问题，使用memcpy 把32M数据从system main memory拷贝的到GDDR，开启write combine后，CPU写的性能提供了13.3倍。这是怎么做到的呢？在回答这个问题前，我们先看看两种场景下PCIe trace的差异。

1、disable write combine时PCIe trace

    我们从PCIe trace上看到第一笔写到最后一笔写，耗时是90753us，和测试代码抓到的耗时（90707us）一致。

    分析trace可以发现，disable write combine时，所有写请求都是32byte的，32M的数据需要32M/32= 1,048,576笔操作。

    这里为啥每一笔写请求都是32byte，而不是4byte的，和glibc对于memcpy的实现有关系，这里不展开说明，有兴趣的看glibc的memcpy作者马凌的回答。

https://www.zhihu.com/question/35172305

    随机找了两笔相邻的请求，时间间隔93ns，看了一下统计基本上在80-100ns之间，个别可能超过100ns。1,048,576笔传输，耗时90753us，每传输32Byte耗时90753us/1,048,576=86.5ns，每传输64Byte需要耗时173ns。

2、enable write combine时PCIe trace

    我们从PCIe trace上看到第一笔写到最后一笔写，耗时是6836us，和测试代码抓到的耗时（6837us）一致。

    分析trace可以发现，disable write combine时，所有写请求都是64byte的（和前面intel architecture介绍的WC buffer是64Byte是吻合的），32M的数据需要32M/64= 524,288笔操作。

    随机找了两笔相邻的请求，时间间隔8ns，看了一下统计差异比较大，大部分都在10~20ns之间。524,288笔传输，耗时6837us，每传输64Byte耗时6837us/524,288= 13ns，数据是吻合的。

    猜测每次时间间隔比较大的时候，都是处理器在fill WC buffer的时候（只是猜测，没有datasheet没法证明），只是这种猜测符合WC memory delay and combine的设计。

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总结

    使用memcpy 把32M数据从system的main memory拷贝的到GDDR，开启write combine后，CPU写的性能提供了13.3倍，主要原因不是写的transaction的combine（transaction数量只少了一半），而在于数据先处理器被从main memory预取到write combine buffer，然后从write combine buffer使用burst 传输方式推送system bus提供传输效率，这个时间（10多ns）比从main memory的时间短的多（100多ns）。

     上图中architecture中的这两段话值得多读几遍，这是为什么write combine可以提高CPU写的原因所在。

    手上没有11th Gen Intel(R) Core(TM) i7-11700 @ 2.50GHz的资料，只有一个skylake的资料，看到从main memory读大概需要167*0.5（2GHz）需要83ns，考虑到server级别的CPU，而11th Gen Intel(R) Core(TM) i7-11700 @ 2.50GHz是消费级别的CPU，会被skylake弱一些，我们抓的数据是符合预期的。