Memory coherence activity prediction in commercial workloads

Recent research indicates that prediction-based coherence optimizations offer substantial performance improvements for scientific applications in distributed shared memory multiprocessors. Important commercial applications also show sensitivity to coherence latency, which will become more acute in the future as technology scales. Therefore it is important to investigate prediction of memory coherence activity in the context of commercial workloads.This paper studies a trace-based Downgrade Predictor (DGP) for predicting last stores to shared cache blocks, and a pattern-based Consumer Set Predictor (CSP) for predicting subsequent readers. We evaluate this class of predictors for the first time on commercial applications and demonstrate that our DGP correctly predicts 47%-76% of last stores. Memory sharing patterns in commercial workloads are inherently non-repetitive; hence CSP cannot attain high coverage. We perform an opportunity study of a DGP enhanced through competitive underlying predictors, and in commercial and scientific applications, demonstrate potential to increase coverage up to 14%

Improving Multiple-CMP Systems Using Token Coherence

Improvements in semiconductor technology now enable Chip Multiprocessors (CMPs). As many future computer systems will use one or more CMPs and support shared memory, such systems will have caches that must be kept coherent. Coherence is a particular challenge for Multiple-CMP (M-CMP) systems. One approach is to use a hierarchical protocol that explicitly separates the intra-CMP coherence protocol from the inter-CMP protocol, but couples them hierarchically to maintain coherence. However, hierarchical protocols are complex, leading to subtle, difficult-to-verify race conditions. Furthermore, most previous hierarchical protocols use directories at one or both levels, incurring indirections—and thus extra latency—for sharing misses, which are common in commercial workloads. In contrast, this paper exploits the separation of correctness substrate and performance policy in the recently-proposed token coherence protocol to develop the first M-CMP coherence protocol that is flat for correctness, but hierarchical for performance. Via model checking studies, we show that flat correctness eases verification. Via simulation with micro-benchmarks, we make new protocol variants more robust under contention. Finally, via simulation with commercial workloads on a commercial operating system, we show that new protocol variants can be 10-50% faster than a hierarchical directory protocol

Doctor of Philosophy

dissertationWith the explosion of chip transistor counts, the semiconductor industry has struggled with ways to continue scaling computing performance in line with historical trends. In recent years, the de facto solution to utilize excess transistors has been to increase the size of the on-chip data cache, allowing fast access to an increased portion of main memory. These large caches allowed the continued scaling of single thread performance, which had not yet reached the limit of instruction level parallelism (ILP). As we approach the potential limits of parallelism within a single threaded application, new approaches such as chip multiprocessors (CMP) have become popular for scaling performance utilizing thread level parallelism (TLP). This dissertation identifies the operating system as a ubiquitous area where single threaded performance and multithreaded performance have often been ignored by computer architects. We propose that novel hardware and OS co-design has the potential to significantly improve current chip multiprocessor designs, enabling increased performance and improved power efficiency. We show that the operating system contributes a nontrivial overhead to even the most computationally intense workloads and that this OS contribution grows to a significant fraction of total instructions when executing several common applications found in the datacenter. We demonstrate that architectural improvements have had little to no effect on the performance of the OS over the last 15 years, leaving ample room for improvements. We specifically consider three potential solutions to improve OS execution on modern processors. First, we consider the potential of a separate operating system processor (OSP) operating concurrently with general purpose processors (GPP) in a chip multiprocessor organization, with several specialized structures acting as efficient conduits between these processors. Second, we consider the potential of segregating existing caching structures to decrease cache interference between the OS and application. Third, we propose that there are components within the OS itself that should be refactored to be both multithreaded and cache topology aware, which in turn, improves the performance and scalability of many-threaded applications

Improving the SLLC Efficiency by exploiting reuse locality and adjusting prefetch

Desde los teléfonos móviles inteligentes hasta nuestro ordenador portátil los sistemas electrónicos que incluyen chips multiprocesador (CMP) están presentes en nuestra vida cotidiana de una manera abrumadora. Los CMPs contienen varios núcleos o CPUs que tienen que ser alimentados con datos provenientes de la memoria. Pero la velocidad a la que los núcleos que forman el CMP necesitan los datos es mucho mayor que la velocidad a la que la memoria es capaz de proporcionar dichos datos. De hecho, esta diferencia ha ido aumentando desde prácticamente el día en el que ambos dispositivos fueron concebidos. Esta diferencia en el rendimiento de ambos dispositivos se ha venido a llamar "the memory gap". Al mismo tiempo que dicha diferencia aumentaba, los lenguajes de programación proporcionaban a los programadores modelos de memoria que podían acceder a un espacio prácticamente infinito y al que, además, se accedía de manera instantánea. Pero el tamaño de cualquier estructura hardware está íntimamente relacionado con su tiempo de acceso y éste será mayor cuanto mayor sea el tamaño la estructura hardware a acceder. Con el ánimo de deshacer esta aparente contradicción, los arquitectos de computadores incluyeron memorias intermedias entre las CPUs y la grande, aunque al mismo tiempo lenta, memoria principal. Estas memorias intermedias se denominan memorias cache o simplemente caches. Debido a la gran diferencia que existe entre la velocidad del procesador y la de la memoria principal. Los CMPs en la actualidad están provistos de una jerarquía de memorias cache que tiene dos o tres niveles. Las caches que están cerca del procesador sólo contienen unos pocos kilobytes (entre 4 y 64) accesibles en uno o pocos ciclos de reloj, mientras que las que se encuentran más alejadas del procesador pueden llegar a contener varios megabytes y tener un tiempo de acceso de varias decenas de ciclos. Los programas al ser ejecutados muestran una propiedad llamada localidad que se expresa en los ejes espacial y temporal. La localidad temporal es la propiedad que dice que el programa volverá a usar datos que usó recientemente, cuanto más recientemente los usó, más probable es que vuelva a hacerlo. Mientras que la localidad espacial es la propiedad que dice que el programa tenderá a usar datos que están próximos en el espacio de memoria a datos que usó recientemente. Las memorias cache han sido diseñadas tradicionalmente para explotar la localidad. En concreto, la localidad temporal se explotaba mediante una adecuada política de reemplazo, mientras que la localidad espacial se explota al contener cada bloque de cache varios datos o palabras. Un modo adicional de conseguir explotar una mayor cantidad de localidad espacial es mediante el uso de la técnica llamada prebúsqueda. La política de reemplazo influye de manera crítica en la tasa de aciertos de la memoria cache. En un CMP provisto de una jerarquía de memorias cache, la localidad temporal se explota en aquellos niveles más cercanos a los núcleos. Así que muchos de los bloques insertados en la SLLC son de un solo uso, es decir, estos bloques no experimentarán ningún acierto más durante todo el tiempo que permanezcan en la SLLC. Sin embargo, aquellos bloques que lleguen a experimentar un acierto en la SLLC, normalmente experimentarán muchos más aciertos. Por lo tanto, que la política de reemplazo base sus decisiones en la posible explotación de la localidad temporal, es una asunción inválida cuando hablamos de la SLLC. Por el contrario, Este comportamiento indica que dicha política de reemplazo de la SLLC debería estar basada en el reúso1 en lugar de en la localidad temporal. La prebúsqueda hardware tiene por objetivo cargar en la cache datos antes de que sea el procesador quien los pida. La validez de esta técnica a la hora de reducir la latencia media de acceso a memoria ha sido ampliamente demostrada. La prebúsqueda funciona especialmente bien en las jerarquías de memoria de sistemas monoprocesador, donde solamente hay un flujo de datos entre el procesador y la memoria. Sin embargo, cuando la prebúsqueda se usa en un sistema multiprocesador donde diferentes aplicaciones se están ejecutando al mismo tiempo, las prebúsquedas asociadas a un núcleo podrían interferir con los datos cargados en la cache por otro núcleo, provocando la eliminación de los contenidos de otra aplicación y dañando su rendimiento. Es necesario por tanto un mecanismo para regular la prebúsqueda asociada a cada uno de los núcleos. Este mecanismo debería tener por objetivo el mejorar el rendimiento general del sistema. 1 Aunque el DRAE no contenga su definición, usaremos aquí el verbo reusar (así como sus formas derivadas) como sinónimo de volver a utilizar. Cada fallo en la SLLC provoca un acceso a la memoria principal que se encuentra fuera del chip. Además la memoria principal está hecha de chips de DRAM. Ambos factores incrementan su latencia de acceso, latencia que se suma a cada uno de los accesos que falla en la SLLC, penalizando a la vez la latencia media de acceso a memoria. Por lo tanto, la tasa de aciertos de la SLLC es un factor crítico para lograr una latencia media de acceso a memoria óptima. Esta tesis fija su atención en la eficiencia de los dos aspectos comentados con anterioridad: la eficiencia de la prebúsqueda y la eficiencia de la política de reemplazo. Las contribuciones principales de esta tesis son las siguientes: 1) Enunciamos una propiedad llamada localidad de reúso que dice que i) los bloques de cache que hayan sido usados más de una vez tienen una alta probabilidad de ser usados muchas veces en el futuro. ii) Los bloques de cache recientemente reusados son más útiles que otros reúsados previamente. Defendemos en esta tesis que el patrón de acceso a la SLLC muestra localidad de reúso. 2) En esta tesis se proponen dos algoritmos de reemplazo capaces de explotar la localidad de reúso, Least-recently reused (LRR) y Not-recently reused (NRR). Estos dos nuevos algoritmos son modificaciones de otros dos muy bien conocidos: Least-recently used (LRU) y Not-recently used (NRU). Dichos algoritmos fueron diseñados para explotar la localidad temporal, mientras que los nuestros explotan la local- idad de reúso. Las modificaciones propuestas no suponen ninguna sobrecarga hardware respecto a los algoritmos base. Durante esta tesis se muestra que nuestros algoritmos mejoran consistentemente el rendimiento de los originales. 3) Proponemos un novedoso diseño para la SLLC llamado Reuse Cache. En este diseño los arrays de etiquetas y datos de la cache están desacoplados. Solamente se almacenan en el array de datos aquellos bloques que hayan mostrado reúso. El array de etiquetas se usa para detectar reúso y mantener la coherencia. Esta estructura permite reducir el tamaño del array de datos de manera drástica. Como ejemplo, una Reuse Cache con un array de etiquetas equivalente al de una cache convencional de 4MB y un array de datos de 1MB, tiene el mismo rendimiento medio que una cache convencional de 8MB, pero con un ahorro de almacenamiento de en torno al 84%. 4) Un controlador de bajo coste llamado ABS capaz de ajustar la agresividad de la prebúsqueda asociada a cada uno de los núcleos de un CMP pero con el ánimo de mejorar el rendimiento general del sistema. El controlador funciona de manera aislada en cada uno de los bancos de la SLLC y recoge métricas locales. Para optimizar el rendimiento global del sistema busca la combinación óptima de valores de la agresividad de prebúsqueda. Para inferir cuál es esa combinación óptima usa una estrategia de búsqueda hill-climbing

Architectural techniques to extend multi-core performance scaling

Multi-cores have successfully delivered performance improvements over the past decade; however, they now face problems on two fronts: power and off-chip memory bandwidth. Dennard\u27s scaling is effectively coming to an end which has lead to a gradual increase in chip power dissipation. In addition, sustaining off-chip memory bandwidth has become harder due to the limited space for pins on the die and greater current needed to drive the increasing load . My thesis focuses on techniques to address the power and off-chip memory bandwidth challenges in order to avoid the premature end of the multi-core era. ^ In the first part of my thesis, I focus on techniques to address the power problem. One option to cope with the power limit, as suggested by some recent papers, is to ensure that an increasing number of cores are kept powered down (i.e., dark silicon) due to lack of power; but this option imposes a low upper bound on performance. The alternative option of customizing the cores to improve power efficiency may incur increased effort for hardware design, verification and test, and degraded programmability. I propose a gentler evolutionary path for multi-cores, called successive frequency unscaling ( SFU), to cope with the slowing of Dennard\u27s scaling. SFU keeps powered significantly more cores (compared to the option of keeping them \u27dark\u27) running at clock frequencies on the extended Pareto frontier that are successively lowered every generation to stay within the power budget. ^ In the second part of my thesis, I focus on techniques to avert the limited off-chip memory bandwidth problem. Die-stacking of DRAM on a processor die promises to continue scaling the pin bandwidth to off-chip memory. While the die-stacked DRAM is expected to be used as a cache, storing any part of the tag in the DRAM itself erodes the bandwidth advantage of die-stacking. As such, the on-die space overhead of the large DRAM cache\u27s tag is a concern. A well-known compromise is to employ a small on-die tag cache (T$) for the tag metadata while the full tag stays in the DRAM. However, tag caching fundamentally requires exploiting page-level metadata locality to ensure efficient use of the 3-D DRAM bandwidth. Plain sub-blocking exploits this locality but incurs holes in the cache (i.e., diminished DRAM cache capacity), whereas decoupled organizations avoid holes but destroy this locality. I propose Bandwidth-Efficient Tag Access (BETA) DRAM cache (β$ ) which avoids holes while exploiting the locality through various metadata organizational techniques. Using simulations, I conclusively show that the primary concern in DRAM caches is bandwidth and not latency, and that due to β$\u27s tag bandwidth efficiency, β$ with a T$performs 15$

Forecasting the cost of processing multi-join queries via hashing for main-memory databases (Extended version)

Database management systems (DBMSs) carefully optimize complex multi-join queries to avoid expensive disk I/O. As servers today feature tens or hundreds of gigabytes of RAM, a significant fraction of many analytic databases becomes memory-resident. Even after careful tuning for an in-memory environment, a linear disk I/O model such as the one implemented in PostgreSQL may make query response time predictions that are up to 2X slower than the optimal multi-join query plan over memory-resident data. This paper introduces a memory I/O cost model to identify good evaluation strategies for complex query plans with multiple hash-based equi-joins over memory-resident data. The proposed cost model is carefully validated for accuracy using three different systems, including an Amazon EC2 instance, to control for hardware-specific differences. Prior work in parallel query evaluation has advocated right-deep and bushy trees for multi-join queries due to their greater parallelization and pipelining potential. A surprising finding is that the conventional wisdom from shared-nothing disk-based systems does not directly apply to the modern shared-everything memory hierarchy. As corroborated by our model, the performance gap between the optimal left-deep and right-deep query plan can grow to about 10X as the number of joins in the query increases.Comment: 15 pages, 8 figures, extended version of the paper to appear in SoCC'1

Analysis of network-on-chip topologies for cost-efficient chip multiprocessors

Abstract not availableMarta Ortín-Obón, Darío Suárez-Gracia, María Villarroya-Gaudó, Cruz Izu, Víctor Viñals-Yúfer

The effect of an optical network on-chip on the performance of chip multiprocessors

Optical networks on-chip (ONoC) have been proposed to reduce power consumption and increase bandwidth density in high performance chip multiprocessors (CMP), compared to electrical NoCs. However, as buffering in an ONoC is not viable, the end-to-end message path needs to be acquired in advance during which the message is buffered at the network ingress. This waiting latency is therefore a combination of path setup latency and contention and forms a significant part of the total message latency. Many proposed ONoCs, such as Single Writer, Multiple Reader (SWMR), avoid path setup latency at the expense of increased optical components. In contrast, this thesis investigates a simple circuit-switched ONoC with lower component count where nodes need to request a channel before transmission. To hide the path setup latency, a coherence-based message predictor is proposed, to setup circuits before message arrival. Firstly, the effect of latency and bandwidth on application performance is thoroughly investigated using full-system simulations of shared memory CMPs. It is shown that the latency of an ideal NoC affects the CMP performance more than the NoC bandwidth. Increasing the number of wavelengths per channel decreases the serialisation latency and improves the performance of both ONoC types. With 2 or more wavelengths modulating at 25 Gbit=s , the ONoCs will outperform a conventional electrical mesh (maximal speedup of 20%). The SWMR ONoC outperforms the circuit-switched ONoC. Next coherence-based prediction techniques are proposed to reduce the waiting latency. The ideal coherence-based predictor reduces the waiting latency by 42%. A more streamlined predictor (smaller than a L1 cache) reduces the waiting latency by 31%. Without prediction, the message latency in the circuit-switched ONoC is 11% larger than in the SWMR ONoC. Applying the realistic predictor reverses this: the message latency in the SWMR ONoC is now 18% larger than the predictive circuitswitched ONoC

Characterization of interconnection networks in CMPs using full-system simulation

Los computadores más recientes incluyen complejos chips compuestos de varios procesadores y una cantidad significativa de memoria cache. La tendencia actual consiste en conectar varios nodos, cada uno de ellos con un procesador y uno o más niveles de cache privada y/o compartida, utilizando una red de interconexión. La importancia de esta red está aumentando a medida que crece el número de nodos que se integran en un chip, ya que pueden aparecer cuellos de botella en la comunicación que reduzcan las prestaciones. Además, la red contribuye en gran medida al consumo de energía y área del chip. En este proyecto, comparamos el comportamiento de tres topologías: el anillo bidireccional, la malla y el toro. El anillo es una topología mínima con bajo coste en energía pero peor rendimiento debido a la mayor latencia de comunicación entre nodos. Por otro lado, el toro tiene mayor número de enlaces entre nodos y ofrece mejores prestaciones. La malla ha sido incluida como una opción intermedia altamente popular. Analizaremos también dos topologías de anillo adicionales que aprovechan la reducida área y complejidad del mismo: una con mayor ancho de banda y otra con routers de menor número de ciclos. Modelamos cuidadosamente todos los componentes del sistema (procesadores, jerarquía de memoria y red de interconexión) utilizando simulación de sistema completo. Ejecutamos aplicaciones reales en arquitecturas con 16 y 64 nodos, incluyendo tanto cargas paralelas como multiprogramadas (ejecución de varias aplicaciones independientes). Demostramos que la topología de la red afecta en gran medida al rendimiento en sistemas con 64 nodos. Con las topologías de anillo, los tiempos de ejecución son mucho mayores debido al aumento del número de saltos que le cuesta a un mensaje atravesar la red. El toro es la topología que ofrece mejor rendimiento, pero la elección más óptima sería la malla si tenemos en cuenta también energía y área. Por otro lado, para chips con 16 nodos, las diferencias en rendimiento son menores y un anillo con routers de 3 cyclos ofrece un tiempo de ejecución aceptable con el menor coste en área y energía. Nuestra aportación más significativa está relacionada con la distribución del tráfico en la red. Vemos que el tráfico no está distribuido uniformemente y que los nodos con mayores tasas de inyección varían con la aplicación. Hasta donde nosotros sabemos, no hay ningún trabajo de investigación previo que destaque este comportamiento