DMA应该多多少少知道点吧。DMA(Direct Memory Access)是指在外接可以不用CPU干预，直接把数据传输到内存的技术。这个过程中可以把CPU解放出来，可以很好的提升系统性能。那么DMA和Cache有什么关系呢？这也需要我们关注？

需要解决什么问题

我们知道DMA可以帮我们在I/O和主存之间搬运数据，且不需要CPU参与。高速缓存是CPU和主存之间的数据交互的桥梁。而DMA如果和cache之间没有任何关系的话，可能会出现数据不一致。例如，CPU修改了部分数据依然躺在cache中(采用写回机制)。DMA需要将数据从内存搬运到设备I/O上，如果DMA获取的数据是从主存那里，那么就会得到旧的数据。导致程序的不正常运行。这里告诉我们，DMA通过总线获取数据时，应该先检查cache是否命中，如果命中的话，数据应该来自cache而不是主存。但是是否先需要检查cache呢？这取决于硬件设计。

总线监视技术

还记得《Cache组织方式》文章提到的PIPT Cache吗？它是操作系统最容易管理的Cache。PIPT Cache也很容易实现总线监视技术。什么是总线监视技术呢？其实就是为了解决以上问题提出的技术，cache控制器会监视总线上的每一条内存访问，然后检查是否命中。根据命中情况做出下一步操作。我们知道DMA操作的地址是物理地址，既然cache控制器可以监视总线操作，说明系统使用的cache必须是支持物理地址查找的。而PIPT完全符合条件。VIVT是根据虚拟地址查找cache，所以不能实现总线监视技术。VIPT可以吗？没有别名的VIPT也可以实现总线监视，但是有别名的情况的VIPT是不行的(当然硬件如果强行检查所有可能产生别名的cache line，或许也可以)。总线监视对于软件来说是透明的，软件不需要任何干涉即可避免不一致问题。但是，并不是所有的硬件都支持总线监视，同时操作系统应该兼容不同的硬件。因此在不支持总线监视的情况下，我们在软件上如何避免问题呢？

最简单的方法(nocahe)

当我们使用DMA时，首先是配置。我们需要在内存中申请一段内存当做buffer，这段内存用作需要使用DMA读取I/O设备的缓存，或者写入I/O设备的数据。为了避免cache的影响，我们可以将这段内存映射nocache，即不使用cache。映射的最小单位是4KB，因此在内存映射上至少4KB是nocahe的。这种方法简单实用，但是缺点也很明显。如果只是偶尔使用DMA，大部分都是使用数据的话，会由于nocache导致性能损失。这也是Linux系统中dma_alloc_coherent()接口的实现方法。

软件维护cache一致性

为了充分使用cache带来的好处。我们映射依然采用cache的方式。但是我们需要格外小心。根据DMA传输方向的不同，采取不同的措施。

1. 如果DMA负责从I/O读取数据到内存(DMA Buffer)中，那么在DMA传输之前，可以invalid DMA Buffer地址范围的高速缓存。在DMA传输完成后，程序读取数据不会由于cache hit导致读取过时的数据。
2. 如果DMA负责把内存(DMA Buffer)数据发送到I/O设备，那么在DMA传输之前，可以clean DMA Buffer地址范围的高速缓存，clean的作用是写回cache中修改的数据。在DMA传输时，不会把主存中的过时数据发送到I/O设备。

注意，在DMA传输没有完成期间CPU不要访问DMA Buffer。例如以上的第一种情况中，如果DMA传输期间CPU访问DMA Buffer，当DMA传输完成时。CPU读取的DMA Buffer由于cache hit导致取法获取最终的数据。同样，第二情况下，在DMA传输期间，如果CPU试图修改DMA Buffer，如果cache采用的是写回机制，那么最终写到I/O设备的数据依然是之前的旧数据。所以，这种使用方法编程开发人员应该格外小心。这也是Linux系统中流失DMA映射dma_map_single()接口的实现方法。

DMA Buffer对齐要求

假设我们有2个全局变量temp和buffer，buffer用作DMA缓存。初始值temp为5。temp和buffer变量毫不相关。可能buffer是当前DMA操作进程使用的变量，temp是另外一个无关进程使用的全局变量。

int temp = 5;
char buffer[64] = { 0 };

假设，cacheline大小是64字节。那么temp变量和buffer位于同一个cacheline，buffer横跨两个cacheline。

假设现在想要启动DMA从外设读取数据到buffer中。我们进行如下操作：

1. 按照上一节的理论，我们先invalid buffer对应的2行cacheline。
2. 启动DMA传输。
3. 当DMA传输到buff[3]时，程序改写temp的值为6。temp的值和buffer[0]-buffer[60]的值会被缓存到cache中，并且标记dirty bit。
4. DMA传输还在继续，当传输到buff[50]的时候，其他程序可能读取数据导致temp变量所在的cacheline需要替换，由于cacheline是dirty的。所以cacheline的数据需要写回。此时，将temp数据写回，顺便也会将buffer[0]-buffer[60]的值写回。

在第4步中，就出现了问题。由于写回导致DMA传输的部分数据(buff[3]-buffer[49])被改写(改写成了没有DMA传输前的值)。这不是我们想要的结果。因此，为了避免出现这种情况。我们应该保证DMA Buffer不会跟其他数据共享cacheline。所以我们要求DMA Buffer首地址必须cacheline对齐，并且buffer的大小也cacheline对齐。这样就不会跟其他数据共享cacheline。也就不会出现这样的问题。

Linux对DMA Buffer分配的要求

Linux中，我们要求DMA Buffer不能是从栈和全局变量分配。这个主要原因是没办法保证buffer是cacheline对齐。我们可以通过kmalloc分配DMA Buffer。这就要求某些不支持总线监视的架构必须保证kmalloc分配的内存必须是cacheline对齐。所以linux提供了一个宏，保证kmalloc分配的object最小的size。例如ARM64平台的定义如下：

#define ARCH_DMA_MINALIGN	(128)

ARM64使用的cacheline大小一般是64或者128字节。为了保证分配的内存是cacheline对齐，取了最大值128。而x86_64平台则没有定义，因为x86_64硬件保证了DMA一致性。所以我们看到x86_64平台，slub管理的kmem cache最小的是kmalloc-8。而ARM64平台，slub管理的kmem cache最小的是kmalloc-128。其实ARM64平台分配小内存的代价挺高的。即使申请8字节内存，也给你分配128字节的object，确实有点浪费。

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CPU和主存之间也存在多级高速缓存，一般分为3级，分别是L1, L2和L3。另外，我们的代码都是由2部分组成：指令和数据。L1 Cache比较特殊，每个CPU会有2个L1 Cache。分别为指令高速缓存(Instruction Cache，简称iCache)和数据高速缓存(Data Cache，简称dCache)。L2和L3一般不区分指令和数据，可以同时缓存指令和数据。下图举例一个只有L1 Cache的系统。我们可以看到每个CPU都有自己私有的L1 iCache和L1 dCache。

为什么要区分指令和数据

iCache的作用是缓存指令，dCache是缓存数据。为什么我们需要区分数据和指令呢？原因之一是出于性能的考量。CPU在执行程序时，可以同时获取指令和数据，做到硬件上的并行，提升性能。另外，指令和数据有很大的不同。例如，指令一般不会被修改，所以iCache在硬件设计上是可以是只读的，这在一定程度上降低硬件设计的成本。所以硬件设计上，系统中一般存在L1 dCache和L1 iCache，L2 Cache和L3 Cache。

iCache歧义和别名

只要是Cache，就不能不提歧义和别名的问题。歧义问题一直是软件最难维护的，所以现在的硬件设计一般都采用物理地址作为tag。这就避免了歧义问题。别名问题是否存在呢？在之前的文章中，我们知道VIPT的cache是可能存在别名的情况。但是针对iCache的特殊情况(readonly)，又会产生什么特殊的结果呢？其实我们之所以需要考虑别名问题，就是因为需要我们维护别名之间的一致性。因为可能在不同的cacheline看到不同的结果。那么iCache会存在别名，但是不是问题。因为iCache是只读的，所以即使两个cacheline缓存一个物理地址上的指令，也不存在问题。因为他的值永远是一致的，没有修改的机会。既然选用VIPT iCache即不存在歧义问题，别名也不是问题。那么我们是不是就不用操心了呢？并不是，我们最后需要考虑的问题是iCache和dCache之间的一致性问题。

iCache和dCache一致性

我们的程序在执行的时候，指令一般是不会修改的。这就不会存在任何一致性问题。但是，总有些特殊情况。例如某些self-modifying code，这些代码在执行的时候会修改自己的指令。例如gcc调试打断点的时候就需要修改指令。当我们修改指令的步骤如下：

1. 将需要修改的指令数据加载到dCache中。
2. 修改成新指令，写回dCache。

我们现在面临2个问题：

• 如果旧指令已经缓存在iCache中。那么对于程序执行来说依然会命中iCache。这不是我们想要的结果。
• 如果旧指令没有缓存iCache，那么指令会从主存中缓存到iCache中。如果dCache使用的是写回策略，那么新指令依然缓存在dCache中。这种情况也不是我们想要的。

解决一致性问题既可以采用硬件方案也可以采用软件方案。

硬件维护一致性

硬件上可以让iCache和dCache之间通信，每一次修改dCache数据的时候，硬件负责查找iCache是否命中，如果命中，也更新iCache。当加载指令的时候，先查找iCache，如果iCache没有命中，再去查找dCache是否命中，如果dCache没有命中，从主存中读取。这确实解决了问题，软件基本不用维护两者一致性。但是self-modifying code是少数，为了解决少数的情况，却给硬件带来了很大的负担，得不偿失。因此，大多数情况下由软件维护一致性。

软件维护一致性

当操作系统发现修改的数据可能是代码时，可以采取下面的步骤维护一致性。

1. 将需要修改的指令数据加载到dCache中。
2. 修改成新指令，写回dCache。
3. clean dCache中修改的指令对应的cacheline，保证dCache中新指令写回主存。
4. invalid iCache中修改的指令对应的cacheline，保证从主存中读取新指令。

操作系统如何知道修改的数据可能是指令呢？程序经过编译后，指令应该存储在代码段，而代码段所在的页在操作系统中具有可执行权限的。不可信执行的数据一般只有读写权限。因此，我们可以根据这个信息知道可能修改了指令，进而采取以上措施保证一致性。