信息處理系統中的存儲器壓縮的製作方法

2023-10-22 21:08:22

專利名稱：信息處理系統中的存儲器壓縮的製作方法
技術領域：
本發明一般地涉及存儲器系統，具體地說，涉及採用使用存儲器壓縮 的存儲器系統的信息處理系統。
背景技術：
存儲器帶寬和存儲器容量是現代信息處理系統體系結構中的主要關注 對象。存儲器的成本可以構成信息處理系統總體成本的非常重要部分。此 外，存儲器系統越來越難以傳送高性能信息處理系統所需的數據量。出現 這種情況是因為諸如功耗和可用於引腳布置的存儲器模塊面積之類的物理 約束限制了存儲器模塊的信號速度和信號引腳數量。在系統存儲器體系結構的另 一方面中，存儲器容量以至少兩種方式影 響信息處理系統設計和性能。低成本信息處理系統在此類系統中包括的物 理存儲器數量很有限。在高端信息處理系統中，性能隨在諸如主存儲器之 類的低等待時間存儲裝置中存儲高數據量的能力而提高。數據壓縮技術為這些設計難題提供了有吸引力的解決方案。更具體地 說，對於給定數量的物理存儲容量，數據壓縮可以增加有效的存儲器大小。 遺憾的是，用於存儲器系統的常規數據壓縮方法往往涉及諸如專用晶片組 之類的昂貴和高複雜性電路。例如，此類方法可以採用使用存儲器壓縮的 專用存儲器控制器，以便與基本上未修改的系統體系結構一起使用。為了 加速壓縮和解壓縮，此類常規存儲器系統可以將未壓縮數據存儲在高速緩 衝存儲器中，而將已壓縮數據存儲在主系統存儲器中。在此情況下，專用 存儲器控制器控制在高速緩衝存儲器與主系統存儲器之間傳送的數據的壓 縮和解壓縮。此類專用存儲器控制器將導致額外的系統複雜性和成本。發明內容相應地，在一個實施例中，披露了一種用於壓縮和解壓縮異構多核處 理器中的信息的方法。所述方法包括由顯示第一體系結構的第一處理器核 心處理信息以及由顯示第二體系結構的第二處理器核心處理信息。所述方 法還包括由所述第二處理器核心壓縮要由所述異構多核處理器發送到系統 存儲器的信息，以便作為已壓縮信息存儲在所述系統存儲器中。所述方法 還包括由所述第二處理器核心解壓縮從所述系統存儲器接收的已壓縮信息 以便由所述異構處理器用作未壓縮信息。在一個實施例中，所述第一體系 結構是通用處理器核心，而所述第二體系結構是執行由所述第一處理器核 心分配的任務的專用處理器核心。在另一個實施例中，所述方法包括由所 述異構多核處理器將已壓縮信息和未壓縮信息兩者存儲在所述系統存儲器 中。在另 一個實施例中，披露了 一種包括顯示第 一體系結構的第 一處理器 核心的異構多核處理器。所述處理器還包括顯示第二體系結構的第二處理 器核心，所述第二處理器核心壓縮信息以提供已壓縮信息並且解壓縮已壓 縮信息以提供未壓縮信息。所述處理器還包括將所述第一處理器核心連接 到所述第二處理器核心的總線，所述總線適於將所述已壓縮信息和未壓縮 信息傳入和傳出系統存儲器。在一個實施例中，所述第一體系結構是通用 處理器核心，而所述第二體系結構是執行由所述第一處理器核心分配的任 務的專用處理器核心，在另一個實施例中，所述異構多核處理器將已壓縮 信息和未壓縮信息兩者存儲在所述系統存儲器中。


現在將僅通過實例的方式並參考附圖描述本發明的優選實施例，這些附圖是圖1示出了採用使用所披露的存儲器壓縮技術的處理器的信息處理系 統(IHS)的方塊圖；圖2示出了已分區的系統存儲器的表示；圖3是示出了存儲器解壓縮方法的流程圖；圖4是示出了存儲器解壓縮方法的更多方面的流程圖；圖5是示出了存儲器壓縮方法的流程圖；圖6A示出了提供有關一種壓縮信息方法的其他詳細信息的流程圖； 圖6B示出了提供有關一種解壓縮信息方法的其他詳細信息的流程圖； 圖7示出了用於動態修改已壓縮存儲器與未壓縮存儲器的比率以增大壓縮的方法的流程圖；以及圖8示出了用於動態修改已壓縮存儲器與未壓縮存儲器的比率以減小壓縮的方法的流程圖。
具體實施方式
信息處理系統(IHS)中的專用壓縮引擎往往複雜且昂貴。使用存儲 器壓縮的IHS可以採取桌上型計算機、伺服器、手提式計算機、可攜式計 算機、筆記本計算機、主機、小型計算機或其他形狀因數IHS的形式。例 如，使用存儲器壓縮的IHS可以採取其他形狀因數，例如個人數字助理 (PDA)、遊戲設備、手提式電話設備、通信設備或其他包括處理器和存 儲器的設備。使用存儲器壓縮的定製存儲器控制器是專用壓縮引擎的一個 實例。IBM存儲器擴展^t術(MXT)採用此類專用壓縮引擎-Tremaine 等人，"IBM Memory Expansion Technology (MXT)" (IBM存儲器擴展 技術(MXT) ， IBM JRD,第45巻，第2期，2001年3月)。在Tremaine 等人的披露中，兩個處理器共享連接到主存儲器的公共共享L3高速緩沖 存儲器。主系統存儲器存儲已壓縮數據，而共享高速緩衝存儲器存儲未壓 縮數據。當數據在共享高速緩存和主存儲器之間移動時，特殊的邏輯密集 型壓縮器和解壓縮器石更件引擎將壓縮和解壓縮數據。如上所述，此類專用存儲器壓縮系統往往複雜且昂貴。圖1示出了採用使用所披露的存儲器壓縮技術的處理器105的信息處 理系統100。在一個實施例中，處理器105採用出版物"Cell BroadbandEngine Architecture (單元寬帶引擎體系結構)，，(版本1.0，由IBM公 司、索尼和東芝開發，2005年8月8日，所披露的內容在此完全引入作為 參考)中描述的處理器體系結構。在一個實施例中，處理器105是異構處 理器，即這樣的處理器其包括至少一個具有第一指令集的通用處理器單 元以及至少一個具有不同於通用處理器的體系結構和指令集的其他處理器 單元。例如，所述其他處理器可以是專用處理器單元或專用處理器。在圖 1所示的特定實施例中，處理器105包括通用處理器單元110，例如採用 RISC指令集的Power PC處理器元件(PPE)，通用處理器單元110通過 元件互連總線(EIB) 115連接到八個採用單指令多數據(SIMD)指令集的協處理器元件(SPE)，即處理器121、 122..... 128。更具體地"i兌，PPE 110包括PowerPC處理器單元(PPU) 130，後者具有連接到其中的 LI高速緩衝存儲器134的處理器單元(PXU) 132。 L2高速緩沖存儲器 136如所示出的那樣連接到LI高速緩衝存儲器134。存儲器接口控制器140 將EIB 115連接到系統存儲器200。總線接口控制器(BIC ) 145將處理器 105連接到I/O集線器150。 I/O集線器150連接到諸如顯示器162、介質 驅動器164、網絡接口 166之類的1/0設備或其他1/0設備168。在一個實 施例中，介質驅動器164為作業系統、軟體應用和其他信息提供非易失性 存儲。網絡接口 166在IHS 100和其他IHS之間提供有線或無線通信。在一個實施例中，PPE110控制處理器任務，而SPE121、 122、…、 128執行由PPE 110分配的數據密集型處理任務。SPE 121-128可以用作諸 如信息壓縮、信息解壓縮之類的任務以及其他信息處理任務的加速器。代 表性SPE 121包括至少一個協處理器單元(SPU) 155。 SPU 155包括連接 到本地存儲裝置(LS) 157的協處理單元(SXU) 156。 SPU155還包括至 少一個如所示出的那樣連接到元件互連總線(EIB) 115的協同存儲器流控 制(SMF) 158。其餘的SPE 122、 123、…、128包括與代表性SPE 121 的結構類似的結構。在一個實施例中，處理器105是異構多核處理器，即 包括兩種不同類型處理器單元的處理器。在一個實施例中，PPE IIO是通 用靈活處理器核心，而從SPE 121不處理外部中斷並且不處理到存儲器的完全可尋址性的角度，代表性SPE121可以更加專用。換句話說，SPE121 可以訪問它自己的本地存儲存儲器157，但在訪問存儲器200時必須請求 PPE 110的幫助。圖2示出了系統存儲器200的表示。IHS 100將系統存儲器200分為 已壓縮存儲器頁205和未壓縮存儲器頁210。系統存儲器200還包括頁表， 所述頁表包括有關系統存儲器200中已壓縮和未壓縮信息的位置的信息。 因此，圖2提供了提供存儲器壓縮的IHS 100中的系統存儲器200的存儲 器圖。在一個實施例中，同一存儲器晶片200存儲已壓縮和未壓縮數據兩 者。在公共存儲器200中存儲已壓縮和未壓縮數據有利地消除了針對每種 類型數據維護單獨存儲器區域的成本。處理器105將常用數據以未壓縮形 式存儲在系統存儲器200中，並且還將不常用數據以壓縮形式存儲在系統 存儲器200中。此技術減少了存儲器等待時間，即訪問存儲器中的數據所 需的時間。如以下更詳細討論的，IHS 100採用多種可接受的算法之一來 壓縮和解壓縮數據。例如，IHS 100可以採用Huffman編碼[Huffman 52、 Lempel-Ziv (LZ)數據壓縮[Ziv 77、 78和算術編碼[Rissanen 76j算法中的 一種或多種來壓縮數據，如以下出版物中所述[Huffman 52，Huffman, D. A. ， A Method for the Construction of Minimum Redundancy Codes (用於 構造最小冗餘代碼的方法)，IRE會漢記錄，第40巻，1098-1102頁，1952 年；Ziv77，Ziv， J.和A. Lempel， A Universal Algorithm for Sequential data Compression (用於順序數據壓縮的通用算法)，IEEE信息理論學報， 第IT-23巻，第3期，337-343頁，1977年;[Ziv78，Ziv， J.和A.Lempel, Compression of Individual Sequence via Variable-Rate Coding (通過可變 速率編碼壓縮單個序列)，IEEE信息理論學報，第IT-24巻，第5期，530-536 頁，1978年；以及Rissanen 76，Rissanen， J. J.， Generalized Kraft Inequality and Arithmetic Coding(通用克拉夫特不等式和算術編碼)，IBM JRD，第20巻，第3期，198-203頁，1976年，所有這些內容在此完全引 入作為參考。本領域的技術人員將理解，處理器105可以採用當前現有的 或未來的壓縮算法以執行壓縮和解壓縮操作。在一個實施例中，諸如SPE 121之類的專用或可編程核心為諸如PPE 110之類的通用處理器核心提供壓縮服務。更具體地說，SPE 121可以通過 用作可編程加速器或定製加速器來提供壓縮服務。在一個實施例中，SPE 是高度優化的數據處理引擎，可提供用於在處理器105內提供壓縮和解壓 縮服務的平臺。至少一個SPE提供壓縮服務。在一個實施例中，SPE 121 的壓縮加速器僅為PPE提供壓縮服務。在其他實施例中， 一個SPE中的 壓縮加速器為PPE 110和處理器105中的其他處理器核心提供壓縮服務。 在一個實施例中，單個SPE可以為整個信息處理系統(IHS) 100提供壓 縮服務。但是，SPE 121-128包括比PPE 110更寬的數據路徑，並且SPE 擅長執4於數據處理密集型任務，例如壓縮、解壓縮、加密、解密、編碼和 解碼MPEG媒體流。圖3是示出由SPE 121中的加速器實現的用於在PPE110控制下處理 存儲器解壓縮任務的方法的流程圖。在此實例中，專用SPE121用作加速 器以協助訪問以壓縮形式存儲在系統存儲器200中的頁。過程流開始於開 始方塊300。隨後，按照方塊305，軟體應用中的線程或作業系統(OS) 中的線程嘗試訪問系統存儲器。例如，PPE IIO在執行應用或OS中的線 程期間嘗試訪問存儲器。作為響應，PXU 132中包含的存儲器管理單元 (MMU)和SMF 158中包含的存儲器管理單元之一嘗試執行頁轉換以訪 問系統存儲器200中的被請求數據。決策方塊310執行測試以判定頁轉換 是否成功。如果頁轉換成功，則存儲器200包括未壓縮格式的被請求數據， 並且按照方塊315，對被請求數據的存儲器訪問繼續而無需解壓縮。但是， 如果由於被請求頁在頁表215中沒有頁表表項而使頁轉換不成功，則或者 是被請求數據以壓縮格式存在於存儲器200中，或者是存在實際的頁錯誤。 在優選實施例中，處理器105發出異常並且控制傳遞給異常處理機軟體組 件。為了判定被請求數據是以壓縮格式存在於存儲器200中還是存在實際 頁錯誤，決策方塊320執行測試以判定是否可以以壓縮格式提供被請求數 據。更具體地說，PXU132可以執行用於執行此測試的軟體程序。如果決 策方塊320判定不能以壓縮格式提供被請求數據，則按照方塊325，PPE110執行適合於無法從存儲器提供數據的情況的操作。例如，如果當前無法以未壓縮格式提供數據，則數據可能存在於盤或IHS 100內的其他非易失性 存儲裝置164中。在此情況下，IHS 100通過請求非易失性存儲裝置164 中包括被請求數據的頁來訪問非易失性存儲裝置中的被請求數據。在頁錯 誤處理的另一方面，處理器105初始化與零初始化的數據對應的頁，以響 應實現頁錯誤服務的異常處理機軟體組件的頁錯誤。在頁錯誤處理的再一 方面，應用訪問非法(即，-皮保護)地址，並iLJL出餘溪通知。但是，如果決策方塊320判定當前可在存儲器200中以壓縮格式提供 被請求數據，則SPE 121-128之一用作壓縮/解壓縮加速器以解壓縮系統存 儲器200中的被請求的壓縮數據。在此實例中，SPE 121專用於壓縮/解壓 縮活動並且用作加速器來執4亍這些活動。在一個實施例中，PPE IIO引導 系統存儲器200將包括被請求的壓縮數據的已壓縮頁的副本發送到SPE 121。然後按照方塊330， PPE110可以指示SPE121用作加速器以至少解 壓縮此選擇的已壓縮頁。為了解壓縮已壓縮信息，SPE 121使用SPE 121 先前^f吏用的任意算法來壓縮此信息。在一個實施例中，SPE 121還解壓縮 在選定已壓縮頁之前和選定已壓縮頁之後的一個或多個頁，以便稍後如果 SPE 121需要這些頁時可以提供它們。在SPE 121執行解壓縮活動的同時， PPE 110可自由地執行其他計算活動。在解壓縮被請求信息之後或在此類解壓縮期間，按照方塊335， PPE 121調度下一個M行的線程。當SPE 121提供的加速器完成當前被請求數據的解壓縮時，SPE 121 發出數據已解壓縮通知。決策方塊340執行測試以判定SPE 121是否發出 數據已解壓縮通知。如果決策方塊340確定SPE 121尚未發出數據已解壓 縮通知，則過程流繼續返回調度PPE 110應執行的下一個線程的方塊335。 在一個實施例中，PXU 132包括實現方塊305的存儲器訪問過程的加載/ 存儲單元(LSU，未示出)。此LSU也可以實現方塊310的頁轉換和方塊 315的數據訪問。在處理器105上運行的作業系統和軟體可以實現方塊 320-345以響應發出頁錯誤異常的PXU 132中的MMU。本領域的技術人員將理解，可以不同地劃分這些功能。當決策方塊340判定SPE 121發出 數據已壓縮通知時，按照方塊345， PPE IIO或其他SPE調度錯誤線程以 便執行。在此，錯誤線程指需要訪問SPE121現在已成功解壓縮的已壓縮 數據並且等待執行或其他處理的線程。然後過程流繼續返回方塊305，在 該處開始另 一次存儲器訪問。總之，當PPE 110或諸如SMF 158之類的存儲器流控制器訪問位於存 儲器200中的已壓縮頁時，頁表215不會引用此類已壓縮的被請求信息， 並且因此與PPE 110或SMF 158關聯的MMU將生成導致PPE 110 異常處理機軟體組件的頁錯誤異常。頁表215包括對系統存儲器200中的 未壓縮頁而不是已壓縮頁的引用。PPE 110接收結果頁餘溪異常。在PPE 110上執行的軟體嘗試從系統存儲器200檢索包括被請求信息的已壓縮頁。 為了完成此任務，PPE 110通過DMA請求從系統存儲器200中的已壓縮 存儲器205複製已壓縮頁。然後PPE 110通過向SPE 121提供已壓縮頁並 指示SPE 121用作解壓縮已壓縮頁的加速器來啟動已壓縮頁的解壓縮。當 SPE 121完成解壓縮任務時，SPE 121將通知PPE 110。 PPE 110然後檢索 已解壓縮信息並將已解壓縮信息存儲在未壓縮存儲器頁210中。但是，如 果被請求信息既不在已壓縮存儲器頁205中也不在未壓縮存儲器頁210中， 則處理器105將執行請求分頁以嘗試從諸如硬碟或其他介質驅動器之類的 非易失性存儲裝置164中檢索被請求信息。如果無法通過此類請求分頁提 供被請求信息，則存在實際錯誤或異常。響應於此類實際餘溪，處理器105 生成錯誤通知或通過常規4^處理方法以其他方式處理錯誤。因此，處理器105將存儲器壓縮和解壓縮功能從PPE 110卸載到SPE。 在一個實施例中，處理器105通過將SPE分配為頁解壓縮服務，來減小 PPE啟動存儲器傳輸和解壓縮步驟的開銷。諸如SPE 121之類的SPE用作 專用壓縮/解壓縮加速器。SPE121可以執行預測性解壓縮。例如，SPE121 解壓縮要求的被請求頁以及至少此要求的被請求頁之後的頁。在局部引用 原則下，後續存儲器訪問將很可能使用此要求的被請求頁之後的頁。有利 地，當PPE110稍後需要此要求的被請求頁之後的頁時，該頁已經以解壓縮格式存在。本領域的技術人員將理解還可以使用其他預測性方法，其中SPU實現一種或多種算法以判定是否執行預測性解壓縮。處理器105可以將SPE121永久配置為解壓縮器，或備選地，可以在 需要解壓縮信息時將SPE 121或其他SPE配置為解壓縮器。在後一種情況 下，先前執行解壓縮任務的SPE可以執行其他活動，直到出現其他解壓縮 任務。換句話說，處理器105可以將SPE配置為專用解壓縮器或配置為按 需解壓縮器。同樣，處理器105可以將SPE配置為專用壓縮器或配置為按 需壓縮器。此外，處理器105可以將SPE配置為專用壓縮器/解壓縮器。圖4是示出了當處理器105使SPE 121專用於諸如壓縮和解壓縮之類 的加速任務時由SPE 121中的加速器實現的方法的流程圖。過程流開始於 開始方塊400。按照方塊405， PPE IIO初始化SPE 121中的壓縮/解壓縮 代碼，由此使SPE 121可以執行壓縮或解壓縮任務。然後按照方塊410, SPE 121接收解壓縮請求。按照方塊415， PPE 110或SPE 121執行測試以 判定當前未壓縮存儲器210中是否具有可用空間以存儲SPE 121為了響應 解壓縮請求而解壓縮的信息。如果當前未壓縮存儲器210中沒有可用空間， 則按照方塊500， SPE 121壓縮未壓縮存儲器210中的數據並將如此壓縮的 信息傳送到已壓縮存儲器205。此操作將釋放未壓縮存儲器210中的空間。 當未壓縮存儲器210中的空間變得可用時，過程流繼續到方塊420。在方 塊420， PPE IIO或SPE 121在系統存儲器200內的已壓縮存儲器索引中 查找^皮請求的已壓縮信息所在的淨皮請求頁。在一個實施例中，系統存儲器 200存儲已壓縮存儲器索引。在另一個實施例中，SPE本地存儲裝置157 存儲已壓縮存儲器索引或已壓縮存儲器索引的一部分。以此方式存儲已壓 縮存儲器索引將減少訪問等待時間，但由於有限的本地存儲存儲器大小將 導致大小限制。在一個實施例中，本地存儲裝置157緩存已壓縮存儲器索 引的一部分以提高訪問速度。然後按照方塊425， SPE 121解壓縮被請求的 已壓縮頁。響應於SPE 121解壓縮被請求的已壓縮頁，按照方塊430， PPE IIO或SPE 121 (使用SMF 158)更新存儲器200中的頁表215並發出通 知以指示未壓縮存儲器210現在包含被請求頁。然後按照方塊435，PPE 110或SPE 121執行測試以判定其他解壓縮請求是否未決。如果其他解壓縮請 求未決，則過程流繼續返回方塊410以處理此請求。但是，如果其他解壓 縮請求沒有未決，按照方塊440， SPE 121可以可選地推測性地解壓縮與 SPE 121上次解壓縮的頁相鄰的頁。然後過程流繼續返回決策方塊415並 且過程如以前那樣繼續。在一個實施例中，當處理器105解壓縮頁時，處 理器105將已解壓縮頁存儲在未壓縮存儲器210中。頁表215包括所有存 儲在未壓縮存儲器210中的未壓縮頁的表項。但在一個實施例中，頁表215 不包括已壓縮頁的表項。相反，已壓縮存儲器索引記錄存儲在已壓縮存儲 器205中的已壓縮頁。圖5是提供有關數據壓縮的更多詳細信息以使空間可用於圖4的流程 圖的未壓縮存儲器方塊500的流程圖。過程流開始於開始方塊505。按照 方塊510， PPE IIO或SPE 121標識存儲4皮請求信息的頁。按照決策方塊 515， PPE 110或SPE 121執行測試以判定是否仍可以以壓縮格式提供被請 求頁。如果不再可以以壓縮格式提供被請求頁，則按照方塊520， SPE121 根據預定壓縮算法壓縮被請求頁。然後PPE 110或SPE 121更新頁表215 以表明未壓縮存儲器210沒有存儲被請求頁，而是已壓縮存儲器205以壓 縮形式存儲了4皮請求頁。如果決策方塊515發現仍可以以壓縮形式提供淨皮 請求頁，過程流直接轉到方塊525的更新頁表任務。然後PPE110或SPE 121更新已壓縮存儲器索引以指示已壓縮存儲器205現在包含壓縮形式的 被請求頁。壓縮過程在結束方塊535結束。圖6A是提供有關其中SPE壓縮信息的一種方法的其他詳細信息的流 程圖。當SPE無法直接有效地訪問包含在系統存儲器200中的信息時，此 方法尤其有用。此方法開始於開始方塊600。此方法假i殳PPE 110或處理 器105的其他組件指示SPE 121壓縮存儲在未壓縮存儲器210的頁中的信 息。作為響應，按照方塊605， SMF 158將被請求存儲器頁從未壓縮存儲 器210複製到SPE 121的SPU 155中的本地存儲裝置(LS) 157。這是"復 制入"操作。 一旦SMF158將被請求頁存儲在LS157中，按照方塊610, SPE 121中的SPU 155就壓縮整個頁由此形成已壓縮頁。然後按照方塊615， SMF 158將已壓縮頁發送回存儲器200以便存儲在已壓縮存儲器205 中。這是"複製出"操作。此方法在結束方塊620完成。 '圖6B是提供有關其中SPE解壓縮信息的一種方法的其他詳細信息的 流程圖。此方法開始於開始方塊650。此方法假^殳PPE 110或處理器105 的其他組件指示SPE 121解壓縮存儲在已壓縮存儲器205的頁中的信息。 作為響應，按照方塊655， SMF 158將,皮請求的已壓縮存儲器頁從已壓縮 存儲器205複製到SPE 121的SPU 155中的本地存儲裝置(LS ) 157。這 是"複製入"操作。 一旦SMF 158將被請求的已壓縮頁存儲在LS 157中， 按照方塊660， SPE 121中的SPU 155就解壓縮整個頁由此形成未壓縮頁。 然後按照方塊665， SMF 158將未壓縮頁發送回存儲器200以便存儲在未 壓縮存儲器210中。這是"複製出"操作。此方法在結束方塊670完成。所披露的IHS的一個實施例在系統存儲器200中的已壓縮存儲器空間 量與未壓縮存儲器空間量之間提供了可調整的比率。IHS IOO可以通過重 新引導IHS 100並在IHS初始化期間移動已壓縮存儲器205與未壓縮存儲 器210之間的邊界220，來調整存儲在系統存儲器200中的已壓縮信息量 與存儲在系統存儲器200中的未壓縮信息量的比率。從在固定時段內(即 初始化期間的系統配置)發生的角度，此邊界調整是靜態的。但是也可以 動態更改邊界220以及系統存儲器200中的已壓縮信息量與未壓縮信息量 之間的比率。圖7和8是示出用於動態修改已壓縮存儲器205與未壓縮存儲器210 之間的比率的方法的流程圖。如上所述，在一個實施例中，IHS 100將已 壓縮信息和未壓縮信息存儲在公共存儲器區域中，即系統存儲器200中。 1HS 100可以在任意時間點動態移動邊界220並調整系統存儲器200存儲 的已壓縮信息與未壓縮信息的比率。更具體地說，圖7是示出用於動態增大或擴展已壓縮存儲器區域105 的方法的流程圖。在此方法中，所述方法包括移動存儲器邊界220以便相 對於未壓縮存儲器210的大小增加已壓縮存儲器205的大小。在此實施例 中，SPE 121壓縮先前在未壓縮存儲器210中的頁並將如此壓縮的頁移動到已壓縮存儲器205。此實施例增大了系統存儲器200中的已壓縮信息與 未壓縮信息的比率。此操作對應於在圖2所示的系統存儲器200的表示中 向下移動邊界220。返回圖7，過程流開始於開始方塊700。按照方塊705， 用戶可以啟動邊界220的更改以增加存儲在系統存儲器200中的已壓縮信 息量。備選地，IHS 100中的軟體或硬體可以監視並確定可用的系統存儲 器量太低，並且作為響應，確定應更改邊界位置以增加已壓縮信息量。接 下來，按照方塊710，處理器105確定移動邊界220將影響哪個(哪些) 存儲器頁。在一個實施例中，PPE110或SPE121處理這些決策步驟。然後PPE110或SPE121通it^頁表215中刪除受影響的頁，來從受 影響的存儲器區域中卸載未壓縮存儲器頁。然後按照方塊720, PPE 110 或SPE 121壓縮受影響的存儲器區域中的頁。接下來，按照方塊730， PPE 110或SPE 121將新壓縮的頁添加到已壓縮存儲器索引以完成將受影響的 存儲器區域中的頁移動到已壓縮存儲器205。通過此方式，處理器105動 態增加已壓縮存儲器量，並且過程在結束方塊730結束。圖8是示出用於動態減小已壓縮存儲器區域205並增加未壓縮存儲器 區域210的方法的流程圖。在此實施例中，所述方法包括移動存儲器邊界 220以《更相對於未壓縮存儲器210的大小減小已壓縮存儲器205的大小。 過程流開始於開始方塊800。按照方塊805，用戶可以啟動邊界220的更改 以減小存儲在系統存儲器200中的已壓縮信息量。備選地，IHS 100中的 軟體或硬體可以啟動已壓縮存儲器空間的減小以響應預定運行條件。然後 按照方塊810, PPE 110或SPE 121從未壓縮存儲器210中驅逐一個或多 個頁，並將此一個或多個頁移動到諸如介質驅動器164之類的非易失性存 儲裝置中。然後按照方塊815, PPE110或SPE121標識已壓縮存儲器205 中受移動邊界220影響的存儲器區域以減小已壓縮存儲器。按照方塊820， PPE IIO或SPE 121解壓縮已壓縮存儲器205的受影響存儲器區域中的所 有頁。然後按照方塊825， PPE IIO或SPE 121將這些未壓縮存儲器頁移 動到通過先前從未壓縮存儲器210驅逐頁而釋放的未壓縮存儲器空間。按 照方塊830， PPE IIO或SPE 121更新頁表215以反映未壓縮存儲器210的已修改內容，並更新已壓縮存儲器索引以反映已壓縮存儲器205的已修 改內容。過程流在結束方塊835結束。以上披露了 一種採用異構處理器的信息處理系統，所述處理器使用存 儲器壓縮技術以經濟有效的方式增加有效的系統存儲器空間。通過本發明的此說明，本發明的修改和備選實施例對於本領域的技術 人員而言將顯而易見。相應地，此說明教導了本領域的技術人員執行本發 明的方式，並且旨在被視為僅是示例性的。示出和說明的本發明的形式構 成當前實施例。本領域的技術人員可以對部件做出形狀、大小和布置方面 的各種更改。例如，本領域的技術人員可以用等效元件代替在此示出和說 明的元件。此外，本領域的技術人員在得益於本發明的此說明之後，可以 獨立於使用其他特性來4吏用本發明的特定特性而不偏離本發明的範圍。
權利要求
1.一種壓縮和解壓縮異構多核處理器中的信息的方法，所述方法包括由顯示第一體系結構的第一處理器核心處理信息；由顯示第二體系結構的第二處理器核心處理信息；由所述第二處理器核心壓縮要由所述異構多核處理器發送到系統存儲器的信息以便作為已壓縮信息存儲在所述系統存儲器中；以及由所述第二處理器核心解壓縮從所述系統存儲器接收的已壓縮信息以便由所述異構處理器用作未壓縮信息。
2. 如權利要求l中所述的方法，其中所述第一體系結構是通用處理器 核心，而所述第二體系結構是用於執行由所述第 一處理器核心分配的任務 的專用處理器核心。
3. 如權利要求l中所述的方法，還包括由所述異構多核處理器將已壓 縮信息和未壓縮信息兩者存儲在用作共享存儲器的所述系統存儲器中。
4. 如^=又利要求1中所述的方法，其中所迷第二處理器核心中的存儲器 流控制器將已壓縮信息和未壓縮信息傳入和傳出所述系統存儲器。
5. 如權利要求l中所述的方法，其中所述第二處理器核心專用於壓縮 和解壓縮信息。
6. 如權利要求l中所述的方法，其中所述第一處理器核心和所述第二 處理器核心共享壓縮和解壓縮信息任務。
7. 如權利要求l中所述的方法，其中所述第二處理器核心推測性地解 壓縮所述系統存儲器中的所述第一處理器核心可能需要的信息，並且所述 第二處理器核心推測性地壓縮信息以4更存儲在所述系統存儲器中。
8. 如權利要求l中所述的方法，還包括由所述處理器更改所述系統存 儲器中的已壓縮信息與未壓縮信息的比率。
9. 如權利要求l中所述的方法，其中在所述第二處理器核心壓縮或解 壓縮信息的同時，所述第一處理器核心執行其他任務。
10. —種異構多核處理器，所述異構多核處理器包括顯示第一體系結構的第一處理器核心；顯示笫二體系結構的第二處理器核心，所述第二處理器核心壓縮信息以提供已壓縮信息並且解壓縮已壓縮信息以提供未壓縮信息；以及將所述第 一處理器核心連接到所述第二處理器核心的總線，所述總線 適於將所述已壓縮信息和未壓縮信息傳入和傳出系統存儲器。
11. 如權利要求IO中所述的異構多核處理器，其中所述第一體系結構 是通用處理器核心，而所述第二體系結構是執行由所述第一處理器核心分 配的任務的專用處理器核心。
12. 如權利要求IO中所述的異構多核處理器，其中所述系統存儲器包 括存儲已壓縮信息和未壓縮信息兩者的共享存儲器。
13. 如權利要求IO中所述的異構多核處理器，其中所述第二處理器核 心專用於壓縮和解壓縮信息。
14. 如權利要求IO中所述的異構多核處理器，其中所述第一處理器核 心和所述第二處理器核心共享壓縮和解壓縮信息任務。
15. 如^5L利要求10中所述的異構多核處理器，其中所述第二處理器核 心推測性地解壓縮所述系統存儲器中的所述第一處理器核心可能需要的信 息，並且所述第二處理器核心推測性地壓縮信息以便存儲在所述系統存儲 器中。
16. —種信息處理系統(IHS)，所述信息處理系統包括 如權利要求10到15中的任一權利要求所述的異構處理器；以及 連接到所述異構處理器的用於存儲所述已壓縮信息和所述未壓縮信息的系統存儲器。
全文摘要
所披露的異構處理器壓縮信息以便更有效地將所述信息存儲在連接到所述處理器的系統存儲器中。所述異構處理器包括連接到一個或多個處理器核心的通用處理器核心，所述一個或多個處理器核心顯示的體系結構不同於所述通用處理器核心的體系結構。在一個實施例中，所述處理器將除所述通用處理器核心之外的某個處理器核心專用於存儲器壓縮和解壓縮任務。在另一個實施例中，系統存儲器存儲已壓縮信息和未壓縮信息兩者。
文檔編號G06F12/04GK101405704SQ200780010147
公開日2009年4月8日 申請日期2007年3月8日 優先權日2006年3月23日
發明者B·米諾爾, M·K·克施溫德 申請人:國際商業機器公司