3.4 预读机制

原创

mao0504 2021-09-02 09:41:44 博主文章分类：浅谈PCI ©著作权

©著作权归作者所有：来自51CTO博客作者mao0504的原创作品，请联系作者获取转载授权，否则将追究法律责任

随着处理器制造工艺的提高，处理器主频越来越高，存储器和外部设备的访问速度虽然也得到极大的提升，但是依然不与处理器主频的提升速度成正比，从而处理器的运行速度和外部设备的访问速度之间的差距越来越大，存储器瓶颈问题愈发严重。虽然Cache的使用有效缓解了存储器瓶颈问题，但是仅使用Cache远远不够。

因为不管Cache的命中率有多高，总有发生Cache行Miss的情况。一旦Cache行出现Miss，处理器必须启动存储器周期，将需要的数据从存储器重新填入Cache中，这在某种程度上增加了存储器访问的开销。

使用预读机制可以在一定程度上降低Cache行失效所带来的影响。处理器系统可以使用的预读机制，包括指令预读、数据预读、外部设备的预读队列和操作系统提供的预读策略。本章将简要介绍指令预读，并重点介绍CPU如何对主存储器和外部设备进行数据预读。并以此为基础，详细说明PCI总线使用的预读机制。

3.4.1 指令预读

指令预读是指在CPU执行某段程序时，根据程序的执行情况，提前将指令从主存储器预读到指令Cache中，从而当CPU需要执行这段程序时，不需要从主存储器而是从指令Cache中获取指令，从而极大缩短了CPU获取指令的延时。

在一段程序中，存在大量的分支预测指令，因而在某种程度上增加了指令预读的难度，因为有时预读到Cache中的指令，并不会被迅速执行。因此如何判断程序的执行路径是指令预读首先需要解决的问题。

在CPU中通常设置了分支预测单元(Branch Predictor)，在分支指令执行之前，分支预测单元需要预判分支指令的执行路径，从而进行指令预取。但是分支预测单元并不会每次都能正确判断分支指令的执行路径，这为指令预读制造了不小的麻烦，在这个背景下许多分支预测策略应运而生。

这些分支预测策略主要分为静态预测和动态预测两种方法。静态预测方法的主要实现原理是利用Profiling工具，静态分析程序的架构，并为编译器提供一些反馈信息，从而对程序的分支指令进行优化。如在PowerPC处理器的转移指令中存在一个“at”字段，该字段可以向CPU提供该转移指令是否Taken[1]的静态信息。在PowerPC处理器中，条件转移指令“bc”表示Taken；而“bc-”表示Not Taken。

CPU的分支预测单元在分析转移指令时可以预先得知该指令的转移结果。目前在多数CPU中提供了动态预测机制，而且动态预测的结果较为准确。因此在实现中，许多PowerPC内核并不支持静态预测机制，如E500内核并不支持这种机制。

CPU使用的动态预测机制是本节研究的重点。而在不同的处理器中，分支预测单元使用的动态预测算法并不相同。在一些功能较弱的处理器，如8b/16b微控制器中，分支指令的动态预测机制较为简单。在这些处理器中，分支预测单元常使用以下几种方法动态预测分支指令的执行。

(1) 分支预测单元每一次都将转移指令预测为Taken，采用这种方法无疑非常简单，而且命中率在50%以上，因为无条件转移指令都是Taken，当然使用这种方法的缺点也是显而易见的。

(2) 分支预测单元将向上跳转的指令预测为Taken，而将向下跳转的指令预测为Not Taken。分支预测单元使用的这种预测方式与多数程序的执行风格类似，但是这种实现方式并不理想。

(3) 一条转移指令被预测为Taken，而之后这条转移指令的预测值与上一次转移指令的执行结果相同。

当采用以上几种方法时，分支预测单元的硬件实现代价较低，但是使用这些算法时，预测成功的概率较低。因此在高性能处理器中，如PowerPC和x86处理器并不会采用以上这3种方法实现分支预测单元。

目前在高性能处理器中，常使用BTB(Branch Target Buffer) 管理分支预测指令。在BTB中含有多个Entry，这些Entry由转移指令的地址低位进行索引，而这个Entry的Tag字段存放转移指令的地址高位。BTB的功能相当于存放转移指令的Cache，其状态机转换也与Cache类似。当分支预测单元第一次分析一条分支指令时，将在BTB中为该指令分配一个Entry，同时也可能会淘汰BTB中的Entry。目前多数处理器使用LRU (Least recently used)算法淘汰BTB中的Entry。

在BTB的每个Entry中存在一个Saturating Counter。该计数器也被称为Bimodal Predictor，由两位组成，可以表示4种状态，为0b11时为“Strongly Taken”；为0b10时为“Weakly Taken”；为0b01时为“Weakly not Taken”；为0b00时为“Strongly not Taken”。

当CPU第一次预测一条转移指令的执行时，其结果为Strongly Taken，此时CPU将在BTB中为该指令申请一个Entry，并置该Entry的Saturating Counter为0b11。此后该指令将按照Saturating Counter的值，预测执行，如果预测结果与实际执行结果不同时，将Saturating Counter的值减1，直到其值为0b00；如果相同时，将Saturating Counter的值加1，直到其值为0b11。目前Power E500内核和Pentium处理器使用这种算法进行分支预测。

使用Saturating Counter方法在处理转移指令的执行结果为1111011111或者0000001000时的效果较好，即执行结果大多数为0或者1时的预测结果较好。然而如果一条转移指令的执行结果具有某种规律，如为010101010101或者001001001001时，使用Saturating Counter并不会取得理想的预测效果。

在程序的执行过程中，一条转移指令在执行过程中出现这样有规律的结果较为常见，因为程序就是按照某种规则书写的，按照某种规则完成指定的任务。为此Two-Level分支预测方法应运而生。

Two-Level分支预测方法使用了两种数据结构，一种是BHR(Branch History Register)；而另一种是PHT(Pattern History Table)。其中BHR由k位组成，用来记录每一条转移指令的历史状态，而PHT表含有2^k个Entry组成，而每一个Entry由两位Saturating Counter组成。BHR和PHT的关系如图3?10所示。

假设分支预测单元在使用Two-Level分支预测方法时，设置了一个PBHT表(Per-address Branch History Table)存放不同指令所对应的BHR。在PBHT表中所有BHR的初始值为全1，而在PHT表中所有Entry的初始值值为0b11。BHR在PBHT表中的使用方法与替换机制与Cache类似。

当分支预测单元分析预测转移指令B的执行时，将首先从PBHT中获得与转移指令B对应的BHR，此时BHR为全1，因此CPU将从PHT的第11…11个Entry中获得预测结果0b11，即Strongly Taken。转移指令B执行完毕后，将实际执行结果R_c更新到BHR寄存器中，并同时更新PHT中对应的Entry。

当CPU再次预测转移指令B的执行时，仍将根据BHR索引PHT表，并从对应Entry中获得预测结果。而当指令B再次执行完毕后，将继续更新BHR和PHT表中对应的Entry。当转移指令的执行结果具有某种规律(Pattern)时，使用这种方法可以有效提高预测精度。如果转移指令B的实际执行结果为001001001….001，而且k等于4时，CPU将以0010-0100-1001这样的循环访问BHR，因此CPU将分别从PHT表中的第0010、0100和1001个Entry中获得准确的预测结果。

由以上描述可以发现，Two-Level分支预测法具有学习功能，并可以根据转移指令的历史记录产生的模式，在PHT表中查找预测结果。该算法由T.Y. Yeh and Y.N. Patt在1991年提出，并在高性能处理器中得到了大规模应用。

Two-Level分支预测法具有许多变种。目前x86处理器主要使用“Local Branch Prediction”和“Global Branch Prediction”两种算法。

在“Local Branch Prediction”算法中，每一个BHR使用不同的PHT表，Pentium II和Pentium III处理器使用这种算法。该算法的主要问题是当PBHT表的Entry数目增加时，PHT表将以指数速度增长，而且不能利用其它转移指令的历史信息进行分支预测。而在“Global Branch Prediction”算法中，所有BHR共享PHT表，Pentium M、Pentium Core和Core 2处理器使用这种算法。

在高性能处理器中，分支预测单元对一些特殊的分支指令如“Loop”和“Indirect跳转指令”设置了“Loop Prediction”和“Indirect Prediction”部件优化这两种分支指令的预测。此外分支预测单元，还设置了RSB(Return Stack Buffer)，当CPU调用一个函数时，RSB将记录该函数的返回地址，当函数返回时，将从RSB中获得返回地址，而不必从堆栈中获得返回地址，从而提高了函数返回的效率。

目前在高性能处理器中，动态分支预测的主要实现机制是CPU通过学习以往历史信息，并进行预测，因而Neural branch predictors机制被引入，并取得了较为理想的效果，本节对这种分支预测技术不做进一步说明。目前指令的动态分支预测技术较为成熟，在高性能计算机中，分支预测的成功概率在95%~98%之间，而且很难进一步提高。

3.4.2 数据预读

数据预读是指在处理器进行运算时，提前通知存储器系统将运算过程中需要的数据准备好，而当处理器需要这些数据时，可以直接从这些预读缓冲(通常指Cache)中获得这些数据。[Steven P. Vanderwiel and David J. Lilja] 总结了最近出现的各类数据预读机制，下文将以图3?11为例进一步探讨这些数据预读机制。

图3?11列举了三个实例说明数据预读的作用。其中实例a没有使用预读机制；实例b是一个采用预读机制的理想情况；而实例c是一个采用预读机制的次理想情况。我们假设处理器执行某个任务需要经历四个阶段，每个阶段都由处理器执行运算指令和存储指令组成。而处理器一次存储器访问需要5个时钟周期。其中每一个阶段的定义如下所示。

(1) 处理器执行4个时钟周期后需要访问存储器。

(2) 处理器执行6个时钟周期后需要访问存储器。

(3) 处理器执行8个时钟周期后需要访问存储器。

(4) 处理器执行4个时钟周期后完成。

实例a由于没有使用预读机制，因此在运算过程中需要使用存储器中的数据时，不可避免的出现Cache Miss。实例a执行上述任务的过程如下。

(1) 执行第一阶段任务的4个时钟周期，之后访问存储器，此时将发生Cache Miss。

(2) Cache Miss需要使用一个时钟周期[2]，然后在第5个时钟周期启动存储器读操作。

(3) 在第10个周期，处理器从存储器获得数据，继续执行第二阶段任务的6个时钟周期，之后访问存储器，此时也将发生Cache Miss。

(4) 处理器在第17~22时钟周期从存储器读取数据，并在第22个时钟周期，继续执行第三阶段任务的8个时钟周期，之后访问存储器，此时也将发生Cache Miss。

(5) 处理器在第31~36时钟周期从存储器读取数据，并在第36个时钟周期，继续执行第四阶段任务的4个时钟周期，完成整个任务的执行。

采用这种机制执行上述任务共需40个时钟周期。而使用预读机制，可以有效缩短整个执行过程，如图3?11中的实例b所示。在实例b中在执行过程中，都会提前进行预读操作，虽然这些预读操作也会占用一个时钟周期，但是这些预读操作是值得的。合理使用这些数据预读，完成同样的任务CPU仅需要28个时钟周期，从而极大提高了程序的执行效率，其执行过程如下。

(1) 首先使用预读指令对即将使用的存储器进行预读[3]，然后执行第一阶段任务的4个时钟周期。当处理器进行存储器读时，数据已经准备好，处理器将在Cache中获得这个数据然后继续执行[4]。

(2) 处理器在执行第二阶段的任务时，先执行2个时钟周期之后进行预读操作，最后执行剩余的4个时钟周期。当处理器进行存储器读时，数据已经准备好，处理器将在Cache中获得这个数据然后继续执行。

(3) 处理器执行第三阶段的任务时，先执行4个时钟周期之后进行预读操作，最后执行剩余的4个时钟周期。当处理器进行存储器读时，数据已经准备好，处理器将在Cache中获得这个数据然后继续执行。

(4) 处理器执行第四阶段的任务，执行完4个时钟周期后，完成整个任务的执行。

当然这种情况是非常理想的，处理器在执行整个任务时，从始至终是连贯的，处理器执行和存储器访存完全并行，然而这种理想情况并不多见。

首先在一个任务的执行过程中，并不易确定最佳的预读时机；其次采用预读所获得数据并不一定能够被及时利用，因为在程序执行过程中可能会出现各种各样的分支选择，有时预读的数据并没有被及时使用。

在图3?11所示的实例c中，预读机制没有完全发挥作用，所以处理器在执行任务时，Cache Miss时有发生，从而减低了整个任务的执行效率。即便这样，实例c也比完全没有使用预读的实例a的任务执行效率还是要高一些。在实例c中，执行完毕图3?11中所示的任务共需要34个时钟周期。

但是在某些特殊情况下，采用预读机制有可能会降低效率。首先在一个较为复杂的应用中，很有可能预读的数据没有被充分利用，一个程序可能会按照不同的分支执行，而执行每一个分支所使用的数据并不相同。其次预读的数据即使是有效的，这些预读的数据也会污染整个Cache资源，在大规模并行任务的执行过程中，有可能引发Cache颠簸，从而极大地降低系统效率。

什么时候采用预读机制，关系到处理器系统结构的每一个环节，需要结合软硬件资源统筹考虑，并不能一概而论。处理器提供了必备的软件和硬件资源用以实现预读，而如何“合理”使用预读机制是系统程序员考虑的一个细节问题。数据预读可以使用软件预读或者硬件预读两种方式实现，下文将详细介绍这两种实现方式。

3.4.3 软件预读

软件预读机制由来已久，首先实现预读指令的处理器是Motorola的88110处理器，这颗处理器首先实现了“touch load”指令，这条指令是PowerPC处理器dcbt指令[5]的雏形。88110处理器是Motorola第一颗RISC处理器，具有里程碑意义，这颗处理器从内核到外部总线的设计都具有许多亮点。这颗处理器是Motorola对PowerPC架构做出的巨大贡献，PowerPC架构中著名的60X总线也源于88110处理器。

后来绝大多数处理器都采用这类指令进行软件预读，Intel在i486处理器中提出了Dummy Read指令，这条指令也是后来x86处理器中PREFETCHh指令[6]的雏形。

这些软件预读指令都有一个共同的特点，就是在处理器真正需要数据之前，向存储器发出预读请求，这个预读请求[7]不需要等待数据真正到达存储器之后，就可以执行完毕。从而处理器可以继续执行其他指令，以实现存储器访问与处理器运算同步进行，从而提高了程序的整体执行效率。由此可见，处理器采用软件预读可以有效提高程序的执行效率。我们考虑源代码3?1所示的实例。

源代码3?1没有采用软件预读机制的程序

int ip, a[N], b[N];

for (i = 0; i < N; i++)

ip = ip + a[i]*b[i];

这个例子在对数组进行操作时被经常使用，这段源代码的作用是将int类型的数组a和数组b的每一项进行相乘，然后赋值给ip，其中数组a和b都是Cache行对界的。源代码3?1中的程序并没有使用预读机制进行优化，因此这段程序在执行时会因为a[i]和b[i]中的数据不在处理器的Cache中，而必须启动存储器读操作。因此在这段程序在执行过程中，必须要等待存储器中的数据后才能继续，从而降低了程序的执行效率。为此我们将程序进行改动，如源代码3?2所示。

源代码3?2 采用软件预读机制的程序

int ip, a[N], b[N];

for (i = 0; i < N; i++) {

fetch(&a[i+1]);

fetch(&b[i+1]);

ip = ip + a[i]*b[i];

}

以上程序对变量ip赋值之前，首先预读数组a和b，当对变量ip赋值时，数组a和b中的数据已经在Cache中，因而不需要进行再次进行存储器操作，从而在一定程度上提高了代码的执行效率。以上代码仍然并不完美，首先ip，a[0]和b[0]并没有被预读，其次在一个处理器，预读是以Cache行为单位进行的，因此对a[0]，a[1]进行预读时都是对同一个Cache行进行预读[8]，从而这段代码对同一个Cache行进行了多次预读，从而影响了执行效率。为此我们将程序再次进行改动，如源代码3?3所示。

源代码3?3软件预读机制的改进程序

int ip, a[N], b[N];

fetch(&ip);

fetch(&a[0]);

fetch(&b[0]);

for (i = 0; i < N-4; i+=4) {

fetch(&a[i+4]);

fetch(&b[i+4]);

ip = ip + a[i]*b[i];

ip = ip + a[i+1]*b[i+1];

ip = ip + a[i+2]*b[i+2];

ip = ip + a[i+3]*b[i+3];

}

for (; i < N; i++)

ip = ip + a[i]*b[i];

对于以上这个例子，采用这种预读方法可以有效提高执行效率，对此有兴趣的读者可以对以上几个程序进行简单的对比测试。但是提醒读者注意，有些较为先进的编译器，可以自动的加入这些预读语句，程序员可以不手工加入这些预读指令。实际上源代码3?3中的程序还可以进一步优化。这段程序的最终优化如源代码3?4所示。

源代码3?4软件预读机制的改进程序

int ip, a[N], b[N];

fetch( &ip);

for (i = 0; i < 12; i += 4){

fetch( &a[i]);

fetch( &b[i]);

}

for (i = 0; i < N-12; i += 4){

fetch( &a[i+12]);

fetch( &b[i+12]);

ip = ip + a[i] *b[i];

ip = ip + a[i+1]*b[i+1];

ip = ip + a[i+2]*b[i+2];

ip = ip + a[i+3]*b[i+3];

}

for ( ; i < N; i++)

ip = ip + a[i]*b[i];

因为我们还可以对ip、数据a和b进行充分预读之后；再一边预读数据，一边计算ip的值；最后计算ip的最终结果。使用这种方法可以使数据预读和计算充分并行，从而优化了整个任务的执行时间。

由以上程序可以发现，采用软件预读机制可以有效地对矩阵运算进行优化，因为矩阵运算进行数据访问时非常有规律，便于程序员或编译器进行优化，但是并不是所有程序都能如此方便地使用软件预读机制。此外预读指令本身也需要占用一个机器周期，在某些情况下，采用硬件预读机制更为合理。

3.4.4 硬件预读

采用硬件预读的优点是不需要软件进行干预，也不需要浪费一条预读指令来进行预读。但硬件预读的缺点是预读结果有时并不准确，有时预读的数据并不是程序执行所需要的。在许多处理器中这种硬件预读通常与指令预读协调工作。硬件预读机制的历史比软件预读更为久远，在IBM 370/168处理器系统中就已经支持硬件预读机制。

大多数硬件预读仅支持存储器到Cache的预读，并在程序执行过程中，利用数据的局部性原理进行硬件预读。其中最为简单的硬件预读机制是OBL(One Block Lookahead)机制，采用这种机制，当程序对数据块b进行读取出现Cache Miss时，将数据块b从存储器更新到Cache中，同时对数据块b+1也进行预读并将其放入Cache中；如果数据块b+1已经在Cache中，将不进行预读。

这种OBL机制有很多问题，一个程序可能只使用数据块b中的数据，而不使用数据块b+1中的数据，在这种情况下，采用OBL预读机制没有任何意义。而且使用这种预读机制时，每次预读都可能伴随着Cache Miss，这将极大地影响效率。有时预读的数据块b+1会将Cache中可能有用的数据替换出去，从而造成Cache污染。有时仅预读数据块b+1可能并不足够，有可能程序下一个使用的数据块来自数据块b+2。

为了解决OBL机制存在的问题，有许多新的预读方法涌现出来，如“tagged预读机制”。采用这种机制，将设置一个“tag位”，处理器访问数据块b时，如果数据块b没有在Cache中命中，则将数据块b从存储器更新到Cache中，同时对数据块b+1进行预读并将其放入Cache中；如果数据块b已经在Cache中，但是这个数据块b首次被处理器使用，此时也将数据块b+1预读到Cache中；如果数据块b已经在Cache中，但是这个数据块b已经被处理器使用过，此时不将数据块b+1预读到Cache中。

这种“tagged预读机制”还有许多衍生机制，比如可以将数据块b+1，b+2都预读到Cache中，还可以根据程序的执行信息，将数据块b-1，b-2预读到Cache中。

但是这些方法都无法避免因为预读而造成的Cache污染问题，于是Stream buffer机制被引入。采用该机制，处理器可以将预读的数据块放入Stream Buffer中，如果处理器使用的数据没有在Cache中，则首先在Stream Buffer中查找，采用这种方法可以消除预读对Cache的污染，但是增加了系统设计的复杂性。

与软件预读机制相比，硬件预读机制可以根据程序执行的实际情况进行预读操作，是一种动态预读方法；而软件预读机制需要对程序进行静态分析，并由编译器自动或者由程序员手工加入软件预读指令来实现。

3.4.5 PCI总线的预读机制

在一个处理器系统中，预读的目标设备并不仅限于存储器，程序员还可以根据实际需要对外部设备进行预读。但并不是所有的外部设备都支持预读，只有“well-behavior”存储器支持预读。处理器使用的内部存储器，如基于SDRAM、DDR-SDRAM或者SRAM的主存储器是“well-behavior”存储器，有些外部设备也是“well-behavior”存储器。这些well-behavior存储器具有以下特点。

(1) 对这些存储器设备进行读操作时不会改变存储器的内容。显然主存储器具有这种性质。如果一个主存储器的一个数据为0，那么读取这个数据100次也不会将这个结果变为1。但是在外部设备中，一些使用存储器映像寻址的寄存器具有读清除的功能。比如某些中断状态寄存器[9]。当设备含有未处理的中断请求时，该寄存器的中断状态位为1，对此寄存器进行读操作时，硬件将自动地把该中断位清零，这类采用存储映像寻址的寄存器就不是well-behavior存储器。

(2) 对“well-behavior”存储器的多次读操作，可以合并为一次读操作。如向这个设备的地址n，n+4，n+8和n+12地址处进行四个双字的读操作，可以合并为对n地址的一次突发读操作(大小为4个双字)。

(3) 对“well-behavior”存储器的多次写操作，可以合并为一次写操作。如向这个设备的地址n，n+4，n+8和n+12地址处进行四个双字的写操作，可以合并为对n地址的一次突发写操作。对于主存储器，进行这种操作不会产生副作用，但是对于有些外部设备，不能进行这种操作。

(4) 对“well-behavior”的存储器写操作，可以合并为一次写操作。向这个设备的地址n，n+1，n+2和n+3地址处进行四个单字的写操作，可以合并为对n地址的一次DW写操作。对主存储器进行这种操作不会出现错误，但是对于有些外部设备，不能进行这种操作。

如果外部设备满足以上四个条件，该外部设备被称为“well-behavior”。PCI配置空间的BAR寄存器中有一个“Prefectchable”位，该位为1时表示这个BAR寄存器所对应的存储器空间支持预读。PCI总线的预读机制需要HOST主桥、PCI桥和PCI设备的共同参与。在PCI总线中，预读机制需要分两种情况进行讨论，一个是HOST处理器通过HOST主桥和PCI桥访问最终的PCI设备；另一个是PCI设备使用DMA机制访问存储器。

PCI总线预读机制的拓扑结构如图3?12所示。

由上图所示，HOST处理器预读PCI设备时，需要经过HOST主桥，并可能通过多级PCI桥，最终到达PCI设备，在这个数据传送路径上，有的PCI桥支持预读，有的不支持预读。而PCI设备对主存储器进行预读时也将经过多级PCI桥。PCI设备除了可以对主存储器进行预读之外，还可以预读其他PCI设备，但是这种情况在实际应用中极少出现，本节仅介绍PCI设备预读主存储器这种情况。

1 HOST处理器预读PCI设备

PCI设备的BAR寄存器可以设置预读位，首先支持预读的BAR寄存器空间必须是一个Well-behavior的存储器空间，其次PCI设备必须能够接收来自PCI桥和HOST主桥的MRM(Memory Read Multiple)和MRL(Memory Read Line)总线事务。

如果PCI设备支持预读，那么当处理器对这个PCI设备进行读操作时，可以通过PCI桥启动预读机制(该PCI桥也需要支持预读)，使用MRM和MRL总线事务，对PCI设备进行预读，并将预读的数据暂时存放在PCI桥的预读缓冲中。

之后当PCI主设备继续读取PCI设备的BAR空间时，如果访问的数据在PCI桥的预读缓冲中，PCI桥可以不对PCI设备发起存储器读总线事务，而是直接从预读缓冲中获取数据，并将其传递给PCI主设备。当PCI主设备完成读总线事务后，PCI桥必须丢弃预读的数据以保证数据的完整性。此外当PCI桥预读的地址空间超越了PCI设备可预读BAR空间边界时，PCI设备需要“disconnect”该总线事务。

如果PCI桥支持“可预读”的存储器空间，而且其下挂接的PCI设备BAR空间也支持预读时，系统软件需要从PCI桥“可预读”的存储器空间中为该PCI设备分配空间。此时PCI桥可以将从PCI设备预读的数据暂存在PCI桥的预读缓冲中。

PCI总线规定，如果下游PCI桥地址空间支持预读，则其上游PCI桥地址空间可以支持也可以不支持预读机制。如图3?12所示，如果PCI桥B管理的PCI子树使用了可预读空间时，PCI桥A可以不支持可预读空间，此时PCI桥A只能使用存储器读总线事务读取PCI设备，而PCI桥B可以将这个存储器读总线事务转换为MRL或者MRM总线事务，预读PCI设备的BAR空间(如果PCI设备的BAR空间支持预读)，并将预读的数据保存在PCI桥B的数据缓冲中。

但是PCI总线不允许PCI桥A从其“可预读”的地址空间中，为PCI桥B的“不可预读”区域预留空间，因为这种情况将影响数据的完整性。

大多数HOST主桥并不支持对PCI设备的预读，这些HOST主桥并不能向PCI设备发出MRL或者MRM总线事务。由于在许多处理器系统中，PCI设备是直接挂接到HOST主桥上的，如果连HOST主桥也不支持这种预读，即便PCI设备支持了预读机制也没有实际作用。而且如果PCI设备支持预读机制，硬件上需要增加额外的开销，这也是多数PCI设备不支持预读机制的原因。

尽管如此本节仍需要对HOST处理器预读PCI设备进行探讨。假设在图3?12所示的处理器系统中，HOST主桥和PCI桥A不支持预读，而PCI桥B支持预读，而且处理器的Cache行长度为32B(0x20)。

如果HOST处理器对PCI设备的0x8000-0000~0x8000-0003这段地址空间进行读操作时。HOST主桥将使用存储器读总线事务读取PCI设备的“0x8000-0000~0x8000-0003这段地址空间”，这个存储器读请求首先到达PCI桥A，并由PCI桥A转发给PCI桥B。

PCI桥B发现“0x8000-0000~0x8000-0003这段地址空间”属于自己的可预读存储器区域，即该地址区域在该桥的Prefetchable Memory Base定义的范围内，则将该存储器读请求转换为MRL总线事务，并使用该总线事务从PCI设备[10]中读取0x8000-0000~0x8000-001F这段数据，并将该数据存放到PCI桥B的预读缓冲中。MRL总线事务将从需要访问的PCI设备的起始地址开始，一直读到当前Cache行边界。

之后当HOST处理器读取0x8000-0004~0x8000-001F这段PCI总线地址空间的数据时，将从PCI桥B的预读缓冲中直接获取数据，而不必对PCI设备进行读取。

2 PCI设备读取存储器

PCI设备预读存储器地址空间时，需要使用MRL或者MRM总线事务。与MRL总线周期不同，MRM总线事务将从需要访问的存储器起始地址开始，一直读到下一个Cache行边界为止。

对于一个Cache行长度为32B(0x20)的处理器系统，如果一个PCI设备对主存储器的0x1000-0000~0x1000-0007这段存储器地址空间进行读操作时，由于这段空间没有跨越Cache行边界，此时PCI设备将使用MRL总线事务对0x1000-0000~0x1000-001F这段地址区域发起存储器读请求。

如果一个PCI设备对主存储器的0x1000-001C~0x1000-0024这段存储器地址空间进行读操作时，由于这段空间跨越了Cache行边界，此时PCI设备将使用MRM总线事务对0x1000-001C~0x1000-002F这段地址空间发起存储器读请求。

在图3?12所示的例子中，PCI设备读取0x1000-001C~0x1000-0024这段存储器地址空间时，首先将使用MRM总线事务发起读请求，该请求将通过PCI桥B和A最终到达HOST主桥。HOST主桥[11]将从主存储器中读取0x1000-001C~0x1000-002F这段地址空间的数据。如果PCI桥A也支持下游总线到上游总线的预读，这段数据将传递给PCI桥A；如果PCI桥A和B都支持这种预读，这段数据将到达PCI桥B的预读缓冲。

如果PCI桥A和B都不支持预读，0x1000-0024~0x1000-002F这段数据将缓存在HOST主桥中，HOST主桥仅将0x1000-001C~0x1000-0024这段数据通过PCI桥A和B传递给PCI设备。之后当PCI设备需要读取0x1000-0024~0x1000-002F这段数据时，该设备将根据不同情况，从HOST主桥、PCI桥A或者B中获取数据而不必读取主存储器。值得注意的是，PCI设备在完成一次数据传送后，暂存在HOST主桥中的预读数据将被清除。PCI设备采用这种预读方式，可以极大提高访问主存储器的效率。

PCI总线规范有一个缺陷，就是目标设备并不知道源设备究竟需要读取或者写入多少个数据。例如PCI设备使用DMA读方式从存储器中读取4KB大小的数据时，只能通过PCI突发读方式，一次读取一个或者多个Cache行。

假定PCI总线一次突发读写只能读取32B大小的数据，此时PCI设备读取4KB大小的数据，需要使用128次突发周期才能完成全部数据传送。而HOST主桥只能一个一个的处理这些突发传送，从而存储器控制器并不能准确预知何时PCI设备将停止读取数据。在这种情况下，合理地使用预读机制可以有效地提高PCI总线的数据传送效率。

我们首先假定PCI设备一次只能读取一个Cache行大小的数据，然后释放总线，之后再读取一个Cache行大小的数据。如果使用预读机制，虽然PCI设备在一个总线周期内只能获得一个Cache行大小的数据，但是HOST主桥仍然可以从存储器获得2个Cache行以上的数据，并将这个数据暂存在HOST主桥的缓冲中，之后PCI设备再发起突发周期时，HOST主桥可以不从存储器，而是从缓冲中直接将数据传递给PCI设备，从而降低了PCI设备对存储器访问的次数，提高了整个处理器系统的效率。