Современная оперативная память (RAM FAQ 1.01)


Введение

Мы продолжаем публикацию цикла «руководств пользователя», посвященных теоретическому и практическому рассмотрению различных компонентов современного ПК, начало которому положил материал «Современные десктопные процессоры архитектуры x86: общие принципы работы (x86 CPU FAQ 1.0)». В настоящем руководстве мы рассмотрим основные современные виды оперативной памяти, применяемой в десктопных системах (оперативную память, применяемую в серверах и ноутбуках, оставим за его рамками). Под ними будем подразумевать память класса SDRAM — SDR (Single Data Rate — память с одинарной скоростью передачи данных), DDR (Double Data Rate — память с удвоенной скоростью передачи данных) и DDR2 (память DDR второго поколения). Возможно, SDRAM «как таковая» (в ее первоначальном варианте SDR SDRAM) на сегодня уже не является столь актуальным видом памяти, тем не менее, все три перечисленных вида принадлежат одному и тому же классу и базируются примерно на одних и тех же принципах функционирования, которые мы и рассмотрим прямо сейчас.

Содержание

Часть 1. Теоретические основы современной оперативной памяти

SDRAM: Определение

Аббревиатура SDRAM расшифровывается как Synchronous Dynamic Random Access Memory — синхронная динамическая память с произвольным доступом. Остановимся подробнее на каждом из этих определений. Под «синхронностью» обычно понимается строгая привязка управляющих сигналов и временных диаграмм функционирования памяти к частоте системной шины. Вообще говоря, в настоящее время изначальный смысл понятия синхронности становится несколько условным. Во-первых, частота шины памяти может отличаться от частоты системной шины (в качестве примера можно привести уже сравнительно давно существующий «асинхронный» режим работы памяти DDR SDRAM на платформах AMD K7 с чипсетами VIA KT333/400, в которых частоты системной шины процессора и шины памяти могут соотноситься как 133/166 или 166/200 МГц). Во-вторых, ныне существуют системы, в которых само понятие «системной шины» становится условным — речь идет о платформах класса AMD Athlon 64 с интегрированным в процессор контроллером памяти. Частота «системной шины» (под которой в данном случае понимается не шина HyperTransport для обмена данными с периферией, а непосредственно «шина» тактового генератора) в этих платформах является лишь опорной частотой, которую процессор умножает на заданный коэффициент для получения собственной частоты. При этом контроллер памяти всегда функционирует на той же частоте, что и сам процессор, а частота шины памяти задается целым делителем, который может не совпадать с первоначальным коэффициентом умножения частоты «системной шины». Так, например, режиму DDR-333 на процессоре AMD Athlon 64 3200+ будут соответствовать множитель частоты «системной шины» 10 (частота процессора и контроллера памяти 2000 МГц) и делитель частоты памяти 12 (частота шины памяти 166.7 МГц). Таким образом, под «синхронной» операцией SDRAM в настоящее время следует понимать строгую привязку временных интервалов отправки команд и данных по соответствующим интерфейсам устройства памяти к частоте шины памяти (проще говоря, все операции в ОЗУ совершаются строго по фронту/срезу синхросигнала интерфейса памяти). Так, отправка команд и чтение/запись данных может осуществляться на каждом такте шины памяти (по положительному перепаду — «фронту» синхросигнала; в случае памяти DDR/DDR2 передача данных происходит как по «фронту», так и по отрицательному перепаду — «срезу» синхросигнала), но не по произвольным временным интервалам (как это осуществлялось в асинхронной DRAM).

Понятие «динамической» памяти, DRAM, относится ко всем типам оперативной памяти, начиная с самой древней, «обычной» асинхронной динамической памяти и заканчивая современной DDR2. Этот термин вводится в противоположность понятия «статической» памяти (SRAM) и означает, что содержимое каждой ячейки памяти периодически необходимо обновлять (ввиду особенности ее конструкции, продиктованной экономическими соображениями). В то же время, статическая память, характеризующаяся более сложной и более дорогой конструкцией ячейки и применяемая в качестве кэш-памяти в процессорах (а ранее — и на материнских платах), свободна от циклов регенерации, т.к. в ее основе лежит не емкость (динамическая составляющая), а триггер (статическая составляющая).

Наконец, стоит также упомянуть о «памяти с произвольным доступом» — Random Access Memory, RAM. Традиционно, это понятие противопоставляется устройствам «памяти только на чтение» — Read-Only Memory, ROM. Тем не менее, противопоставление это не совсем верно, т.к. из него можно сделать вывод, что память типа ROM не является памятью с произвольным доступом. Это неверно, потому как доступ к устройствам ROM может осуществляться в произвольном, а не строго последовательном порядке. И на самом деле, наименование «RAM» изначально противопоставлялось ранним типам памяти, в которых операции чтения/записи могли осуществляться только в последовательном порядке. В связи с этим, более правильно назначение и принцип работы оперативной памяти отражает аббревиатура «RWM» (Read-Write Memory), которая, тем не менее, встречается намного реже. Заметим, что русскоязычным сокращениям RAM и ROM — ОЗУ (оперативное запоминающее устройство) и ПЗУ (постоянное запоминающее устройство), соответственно, подобная путаница не присуща.

Микросхемы SDRAM: Физическая организация и принцип работы

Общий принцип организации и функционирования микросхем динамической памяти (DRAM) практически един для всех ее типов — как первоначальной асинхронной, так и современной синхронной. Исключение составляют разве что экзотические варианты, тем не менее, существовавшие еще до появления SDRAM, вроде Direct Rambus DRAM (DRDRAM). Массив памяти DRAM можно рассматривать как матрицу (двумерный массив) элементов (строго говоря, это понятие относится к логическому уровню организации микросхемы памяти, рассмотренному в следующем разделе, но его необходимо ввести здесь для наглядности), каждый из которых содержит одну или несколько физических ячеек (в зависимости от конфигурации микросхемы), способных вмещать элементарную единицу информации — один бит данных. Ячейки представляют собой сочетание транзистора (ключа) и конденсатора (запоминающего элемента). Доступ к элементам матрицы осуществляется с помощью декодеров адреса строки и адреса столбца, которые управляются сигналами RAS# (сигнал выбора строки — Row Access Strobe) и CAS# (сигнал выбора столбца — Column Access Strobe).

Из соображений минимизации размера упаковки микросхемы, адреса строк и столбцов передаются по одним и тем же адресным линиям микросхемы — иными словами, говорят о мультиплексировании адресов строк и столбцов (упомянутые выше отличия в общих принципах функционирования микросхем DRDRAM от «обычных» синхронных/асинхронных DRAM проявляются, в частности, здесь — в этом типе микросхем памяти адреса строк и столбцов передаются по разным физическим интерфейсам). Так, например, 22-разрядный полный адрес ячейки может разделяться на два 11-разрядных адреса (строки и столбца), которые последовательно (через определенный интервал времени, см. раздел «Тайминги памяти») подаются на адресные линии микросхемы памяти. Одновременно со второй частью адреса (адреса столбца) по единому командно-адресному интерфейсу микросхемы SDRAM подается соответствующая команда (чтения или записи данных). Внутри микросхемы памяти адреса строки и столбца временно сохраняются в буферах (защелках) адреса строки и адреса столбца, соответственно.

Важно заметить, что с динамической матрицей памяти связан особый буфер статической природы, именуемый «усилителем уровня» (SenseAmp), размер которого равен размеру одной строки, необходимый для осуществления операций чтения и регенерации данных, содержащихся в ячейках памяти. Поскольку последние физически представляют собой конденсаторы, разряжающиеся при совершении каждой операции чтения, усилитель уровня обязан восстановить данные, хранящиеся в ячейке, после завершения цикла доступа (более подробно участие усилителя уровня в цикле чтения данных из микросхемы памяти рассмотрено ниже).

Кроме того, поскольку конденсаторы со временем теряют свой заряд (независимо от операций чтения), для предотвращения потери данных необходимо периодически обновлять содержимое ячеек. В современных типах памяти, которые поддерживают режимы автоматической регенерации (в «пробужденном» состоянии) и саморегенерации (в «спящем» состоянии), обычно это является задачей внутреннего контроллера регенерации, расположенного непосредственно в микросхеме памяти.

Схема обращения к ячейке памяти в самом общем случае может быть представлена следующим образом:

1. На адресные линии микросхемы памяти подается адрес строки. Наряду с этим подается сигнал RAS#, который помещает адрес в буфер (защелку) адреса строки.

2. После стабилизации сигнала RAS#, декодер адреса строки выбирает нужную строку, и ее содержимое перемещается в усилитель уровня (при этом логическое состояние строки массива инвертируется).

3. На адресные линии микросхемы памяти подается адрес столбца вместе с подачей сигнала CAS#, помещающего адрес в буфер (защелку) адреса столбца.

4. Поскольку сигнал CAS# также служит сигналом вывода данных, по мере его стабилизации усилитель уровня отправляет выбранные (соответствующие адресу столбца) данные в буфер вывода.

5. Сигналы CAS# и RAS# последовательно дезактивируются, что позволяет возобновить цикл доступа (по прошествии промежутка времени, в течение которого данные из усилителя уровня возвращаются обратно в массив ячеек строки, восстанавливая его прежнее логическое состояние).

Так выглядела реальная схема доступа к ячейке DRAM в самом первоначальном ее варианте, реализованном еще до появления первых реально используемых микросхем/модулей асинхронной памяти типа FPM (Fast Page Mode) DRAM. Тем не менее, нетрудно заметить, что эта схема является достаточно неоптимальной. Действительно, если нам требуется считать содержимое не одной, а сразу нескольких подряд расположенных ячеек, отличающихся только адресом столбца, но не адресом строки, то нет необходимости каждый раз подавать сигнал RAS# с одним и тем же адресом строки (т.е. выполнять шаги 1-2). Вместо этого, достаточно удерживать сигнал RAS# активным на протяжении промежутка времени, соответствующего, например, четырем последовательным циклам чтения (шаги 3-4, с последующей дезактивацией CAS#), после чего дезактивировать сигнал RAS#. Именно такая схема применялась в асинхронной памяти типа FPM DRAM и более поздней EDO (Enhanced Data Output) DRAM. Последняя отличалась опережающей подачей адреса следующего столбца, что позволяло достичь меньших задержек при операциях чтения.

В современных микросхемах SDRAM схема обращения к ячейкам памяти выглядит аналогично. Далее, в связи с обсуждением задержек при доступе в память (таймингов памяти), мы рассмотрим ее более подробно.

Микросхемы SDRAM: Логическая организация

А пока перейдем к рассмотрению организации микросхем памяти SDRAM на логическом уровне. Как уже было сказано выше, микросхема DRAM, фактически, представляет собой двумерный массив (матрицу) элементов, состоящих из одного или нескольких элементарных физических ячеек. Очевидно, что главной характеристикой этого массива является его емкость, выражаемая в количестве бит информации, которую он способен вместить. Часто можно встретить понятия «256-Мбит», «512-Мбит» микросхем памяти — речь здесь идет именно об этом параметре. Однако составить эту емкость можно разными способами — мы говорим сейчас не о количестве строк и столбцов, но о размерности, или «вместимости» индивидуального элемента. Последняя прямо связана с количеством линий данных, т.е. шириной внешней шины данных микросхемы памяти (но не обязательно с коэффициентом пропорциональности в единицу, что мы увидим ниже, при рассмотрении отличий памяти типа DDR и DDR2 SDRAM от «обычной» SDRAM). Ширина шины данных самых первых микросхем памяти составляла всего 1 бит, в настоящее же время наиболее часто встречаются 4-, 8- и 16- (реже — 32-) битные микросхемы памяти. Таким образом, микросхему памяти емкостью 512 Мбит можно составить, например, из 128М (134 217 728) 4-битных элементов, 64М (67 108 864) 8-битных элементов или 32М (33 554 432) 16-битных элементов — соответствующие конфигурации записываются как «128Mx4», «64Mx8» и «32Mx16». Первая из этих цифр именуется глубиной микросхемы памяти (безразмерная величина), вторая — шириной (выраженная в битах).

Существенная отличительная особенность микросхем SDRAM от микросхем более ранних типов DRAM заключается в разбиении массива данных на несколько логических банков (как минимум — 2, обычно — 4). Не следует путать это понятие с понятием «физического банка» (называемого также «ранком» (rank) памяти), определенным для модуля, но не микросхемы памяти — его мы рассмотрим далее. Сейчас лишь отметим, что внешняя шина данных каждого логического банка (в отличие от физического, который составляется из нескольких микросхем памяти для «заполнения» шины данных контроллера памяти) характеризуется той же разрядностью (шириной), что и разрядность (ширина) внешней шины данных микросхемы памяти в целом (x4, x8 или x16). Иными словами, логическое разделение массива микросхемы на банки осуществляется на уровне количества элементов в массиве, но не разрядности элементов. Таким образом, рассмотренные выше реальные примеры логической организации 512-Мбит микросхемы при ее «разбиении» на 4 банка могут быть записаны как 32Mx4x4 банка, 16Mx8x4 банка и 8Mx16x4 банка, соответственно. Тем не менее, намного чаще на маркировке микросхем памяти (либо ее расшифровке в технической документации) встречаются именно конфигурации «полной» емкости, без учета ее разделения на отдельные логические банки, тогда как подробное описание организации микросхемы (количество банков, строк и столбцов, ширину внешней шины данных банка) можно встретить лишь в подробной технической документации на данный вид микросхем SDRAM.

Разбиение массива памяти SDRAM на банки было введено, главным образом, из соображений производительности (точнее, минимизации системных задержек — т.е. задержек поступления данных в систему). В самом простом и пока достаточном изложении, можно сказать, что после осуществления любой операции со строкой памяти, после дезактивации сигнала RAS#, требуется определенное время для осуществления ее «подзарядки». И преимущество «многобанковых» микросхем SDRAM заключается в том, что можно обращаться к строке одного банка, пока строка другого банка находится на «подзарядке». Можно расположить данные в памяти и организовать к ним доступ таким образом, что далее будут запрашиваться данные из второго банка, уже «подзаряженного» и готового к работе. В этот момент вполне естественно «подзаряжать» первый банк, и так далее. Такая схема доступа к памяти называется «доступом с чередованием банков» (Bank Interleave).

Модули SDRAM: Организация

Основные параметры логической организации микросхем памяти — емкость, глубину и ширину, можно распространить и на модули памяти типа SDRAM. Понятие емкости (или объема) модуля очевидно — это максимальный объем информации, который данный модуль способен в себя вместить. Теоретически он может выражаться и в битах, однако общепринятой «потребительской» характеристикой модуля памяти является его объем (емкость), выраженный в байтах — точнее, учитывая современный уровень используемых объемов памяти — в мега-, или даже гигабайтах.

Ширина модуля — это разрядность его интерфейса шины данных, которая соответствует разрядности шины данных контроллера памяти и для всех современных типов контроллеров памяти SDRAM (SDR, DDR и DDR2) составляет 64 бита. Таким образом, все современные модули характеризуются шириной интерфейса шины данных «x64». Каким же образом достигается соответствие между 64-битная шириной шины данных контроллера памяти (64-битным интерфейсом модуля памяти), когда типичная ширина внешней шины данных микросхем памяти обычно составляет всего 4, 8 или 16 бит? Ответ очень прост — интерфейс шины данных модуля составляется простым последовательным «слиянием» внешних шин данных индивидуальных микросхем модуля памяти. Такое «заполнение» шины данных контроллера памяти принято называть составлением физического банка памяти. Таким образом, для составления одного физического банка 64-разрядного модуля памяти SDRAM необходимо и достаточно наличие 16 микросхем x4, 8 микросхем x8 (это наиболее часто встречаемый вариант) или 4 микросхем x16.

Оставшийся параметр — глубина модуля, являющийся характеристикой емкости (вместимости) модуля памяти, выраженной в количестве «слов» определенной ширины, вычисляется, как нетрудно догадаться, простым делением полного объема модуля (выраженного в битах) на его ширину (разрядность внешней шины данных, также выраженную в битах). Так, типичный 512-МБ модуль памяти SDR/DDR/DDR2 SDRAM имеет глубину, равную 512МБайт * 8 (бит/байт) / 64 бита = 64М. Соответственно, произведение ширины на глубину дает полную емкость модуля и определяет его организацию, или геометрию, которая в данном примере записывается в виде «64Мx64».

Возвращаясь к физическим банкам модуля памяти, заметим, что при использовании достаточно «широких» микросхем x8 или x16 ничего не мешает поместить и большее их количество, соответствующее не одному, а двум физическим банкам — 16 микросхем x8 или 8 микросхем x16. Так различают однобанковые (или «одноранковые», single-rank) и двухбанковые («двухранковые», dual-rank) модули. Двухбанковые модули памяти наиболее часто представлены конфигурацией «16 микросхем x8», при этом один из физических банков (первые 8 микросхем) расположен с лицевой стороны модуля, а второй из них (оставшиеся 8 микросхем) — с тыльной. Наличие более одного физического банка в модуле памяти нельзя считать определенным преимуществом, т.к. может потребовать увеличения задержек командного интерфейса, которые рассмотрены в соответствующем разделе.

Модули памяти: Микросхема SPD

Еще до появления первого типа синхронной динамической оперативной памяти SDR SDRAM стандартом JEDEC предусматривается, что на каждом модуле памяти должна присутствовать небольшая специализированная микросхема ПЗУ, именуемая микросхемой «последовательного обнаружения присутствия» (Serial Presence Detect, SPD). Эта микросхема содержит основную информацию о типе и конфигурации модуля, временных задержках (таймингах, см. следующий раздел), которых необходимо придерживаться при выполнении той или иной операции на уровне микросхем памяти, а также прочую информацию, включающую в себя код производителя модуля, его серийный номер, дату изготовления и т.п. Последняя ревизия стандарта SPD модулей памяти DDR2 также включает в себя данные о температурном режиме функционирования модулей, которая может использоваться, например, для поддержания оптимального температурного режима посредством управления синхронизацией (регулированием скважности импульсов синхросигнала) памяти (так называемый «троттлинг памяти», DRAM Throttle). Более подробную информацию о микросхеме SPD и о том, как выглядит ее содержимое можно получить в нашей статье «SPD — схема последовательного детектирования», а также в серии наших исследований модулей оперативной памяти.

Тайминги памяти

Немаловажной категорией характеристик микросхем/модулей памяти являются «тайминги памяти» — понятие, наверняка так или иначе знакомое каждому пользователю ПК. Понятие «таймингов» тесно связано с задержками, возникающими при любых операциях с содержимым ячеек памяти в связи со вполне конечной скоростью функционирования устройств SDRAM, как и любых других интегральных схем. Задержки, возникающие при доступе в память, также принято называть «латентностью» памяти (этот термин не совсем корректен, и пришел в обиход с буквальным переводом термина latency, означающего «задержка»).

В этом разделе мы рассмотрим, где именно возникают задержки при операциях с данными — содержимым микросхем памяти, и как они связаны с важнейшими параметрами таймингов памяти. Поскольку в настоящем руководстве мы рассматриваем модули памяти класса SDRAM (SDR, DDR и DDR2), ниже мы рассмотрим конкретную схему доступа к данным, содержащимся в ячейках памяти микросхемы SDRAM. В этом разделе мы также рассмотрим несколько иную категорию таймингов, связанных не с доступом к данным, но с выбором номера физического банка для маршрутизации команд по командному интерфейсу модулей памяти класса SDRAM — так называемые «задержки командного интерфейса».

Схема доступа к данным микросхемы SDRAM

1. Активизация строки

Перед осуществлением любой операции с данными, содержащимися в определенном банке микросхемы SDRAM (чтения — команда READ, или записи — команда WRITE), необходимо «активизировать» соответствующую строку в соответствующем банке. С этой целью, на микросхему подается команда активизации (ACTIVATE) вместе с номером банка (линии BA0-BA1 для 4-банковой микросхемы) и адресом строки (адресные линии A0-A12, реальное количество которых зависит от количества строк в банке, в рассматриваемом примере 512-Мбит микросхемы памяти SDRAM их число составляет 213 = 8192).

Активизированная строка остается открытой (доступной) для последующих операций доступа до поступления команды подзарядки банка (PRECHARGE), по сути, закрывающей данную строку. Минимальный период «активности» строки — от момента ее активации до момента поступления команды подзарядки, определяется минимальным временем активности строки (Row Active Time, tRAS).

Повторная активизация какой-либо другой строки того же банка не может быть осуществлена до тех пор, пока предыдущая строка этого банка остается открытой (т.к. усилитель уровня, содержащий буфер данных размером в одну строку банка и описанный в разделе «Микросхемы SDRAM: Физическая организация и принцип работы», является общим для всех строк данного банка микросхемы SDRAM). Таким образом, минимальный промежуток времени между активизацией двух различных строк одного и того же банка определяется минимальным временем цикла строки (Row Cycle Time, tRC).

В то же время, после активизации определенной строки определенного банка микросхеме SDRAM ничего не мешает активизировать какую-либо другую строку другого банка (в этом и заключается рассмотренное выше преимущество «многобанковой» структуры микросхем SDRAM) на следующем такте шины памяти. Тем не менее, в реальных условиях производителями устройств SDRAM обычно здесь также умышленно вводится дополнительная задержка, именуемая «задержкой от активации строки до активации строки» (Row-to-Row Delay, tRRD). Причины введения этой задержки не связаны с функционированием микросхем памяти как таковых и являются чисто электрическими — операция активизации строки потребляет весьма значительное количество электрического тока, в связи с чем частое их осуществление может приводить к нежелательным избыточным нагрузкам устройства по току.

2. Чтение/запись данных

Следующий временной параметр функционирования устройств памяти возникает в связи с тем, что активизация строки памяти сама по себе требует определенного времени. В связи с этим, последующие (после ACTIVATE) команды чтения (READ) или записи (WRITE) данных не могут быть поданы на следующем такте шины памяти, а лишь спустя определенный временной интервал, называемый «задержкой между подачей адреса строки и столбца» (RAS#-to-CAS# Delay, tRCD).

Итак, после прошествия интервала времени, равного tRCD, при чтении данных в микросхему памяти подается команда READ вместе с номером банка (предварительно активизированного командой ACTIVATE) и адресом столбца. Устройства памяти типа SDRAM ориентированы на чтение и запись данных в пакетном (Burst) режиме. Это означает, что подача всего одной команды READ (WRITE) приведет к считыванию из ячеек (записыванию в ячейки) не одного, а сразу нескольких подряд расположенных элементов, или «слов» данных (разрядность каждого из которых равна ширине внешней шины данных микросхемы — например, 8 бит). Количество элементов данных, считываемых одной командой READ или записываемых одной командой WRITE, называется «длиной пакета» (Burst Length) и обычно составляет 2, 4 или 8 элементов (за исключением экзотического случая передачи целой строки (страницы) — «Full-Page Burst», когда необходимо дополнительно использовать специальную команду BURST TERMINATE для прерывания сверхдлинной пакетной передачи данных). Заметим, что для микросхем памяти типа DDR и DDR2 параметр Burst Length не может принимать значение меньше 2 и 4 элементов, соответственно — причину этого мы рассмотрим ниже, в связи с обсуждением различий в реализации устройств памяти SDR/DDR/DDR2 SDRAM.

Возвращаясь к чтению данных, заметим, что существует две разновидности команды чтения. Первая из них является «обычным» чтением (READ), вторая называется «чтением с автоматической подзарядкой» (Read with Auto-Precharge, «RD+AP»). Последняя отличается тем, что после завершения пакетной передачи данных по шине данных микросхемы автоматически будет подана команда подзарядки строки (PRECHARGE), тогда как в первом случае выбранная строка микросхемы памяти останется «открытой» для осуществления дальнейших операций.

После подачи команды READ, первая порция данных оказывается доступной не сразу, а с задержкой в несколько тактов шины памяти, в течение которой данные, считанные из усилителя уровня, синхронизируются и передаются на внешние выводы микросхемы. Задержка между подачей команды чтения и фактическим «появлением» данных на шине считается наиболее важной и именуется пресловутой «задержкой сигнала CAS#» (CAS# Latency, tCL). Последующие порции данных (в соответствии с длиной передаваемого пакета) оказываются доступными без каких-либо дополнительных задержек, на каждом последующем такте шины памяти (по 1 элементу за такт для устройств SDR, по 2 элемента в случае устройств DDR/DDR2).

Операции записи данных осуществляются аналогичным образом. Точно также существуют две разновидности команд записи — простая запись данных (WRITE) и запись с последующей автоматической подзарядкой строки (Write with Auto-Precharge, «WR+AP»). Точно также при подаче команды WRITE/WR+AP на микросхему памяти подаются номер банка и адрес столбца. Наконец, точно также запись данных осуществляется «пакетным» образом. Отличия операции записи от операции чтения следующие. Во-первых, первую порцию данных, подлежащих записи, необходимо подать по шине данных одновременно с подачей по адресной шине команды WRITE/WR+AP, номера банка и адреса столбца, а последующие порции, количество которых определяется длиной пакета — на каждом последующем такте шины памяти. Во-вторых, вместо «задержки сигнала CAS#» (tCL) важной здесь является иная характеристика, именуемая «периодом восстановления после записи» (Write Recovery Time, tWR). Эта величина определяет минимальный промежуток времени между приемом последней порции данных, подлежащих записи, и готовности строки памяти к ее закрытию с помощью команды PRECHARGE. Если вместо закрытия строки требуется последующее считывание данных из той же самой открытой строки, то приобретает важность другая задержка, именуемая «задержкой между операциями записи и чтения» (Write-to-Read Delay, tWTR).

3. Подзарядка строки

Цикл чтения/записи данных в строки памяти, который в общем случае можно обозначить «циклом доступа к строке памяти», завершается закрытием открытой строки банка с помощью команды подзарядки строки — PRECHARGE (которая, как мы уже отмечали выше, может быть «автоматической», т.е. являться составной частью команд «RD+AP» или «WR+AP»). Последующий доступ к этому банку микросхемы становится возможным не сразу, а по прошествию интервала времени, называемого «временем подзарядки строки» (Row Precharge Time, tRP). За этот период времени осуществляется собственно операция «подзарядки», т.е. возвращения элементов данных, соответствующих всем столбцам данной строки с усилителя уровня обратно в ячейки строки памяти.

Соотношения между таймингами

В заключение этой части, посвященной задержкам при доступе к данным, рассмотрим основные соотношения между важнейшими параметрами таймингов на примере более простых операций чтения данных. Как мы рассмотрели выше, в самом простейшем и самом общем случае — для пакетного считывания заданного количества данных (2, 4 или 8 элементов) необходимо осуществить следующие операции:

1) активизировать строку в банке памяти с помощью команды ACTIVATE;

2) подать команду чтения данных READ;

3) считать данные, поступающие на внешнюю шину данных микросхемы;

4) закрыть строку с помощью команды подзарядки строки PRECHARGE (как вариант, это делается автоматически, если на втором шаге использовать команду «RD+AP»).

Временной промежуток между первой и второй операцией составляет «задержку между RAS# и CAS#» (tRCD), между второй и третьей — «задержку CAS#» (tCL). Промежуток времени между третьей и четвертой операциями зависит от длины передаваемого пакета. Строго говоря, в тактах шины памяти он равен длине передаваемого пакета (2, 4 или 8), поделенного на количество элементов данных, передаваемых по внешней шине за один ее такт — 1 для устройств типа SDR, 2 для устройств типа DDR. Условно назовем эту величину «tBL».

Важно заметить, что микросхемы SDRAM позволяют осуществлять третью и четвертую операции в некотором смысле «параллельно». Чтобы быть точным — команду подзарядки строки PRECHARGE можно подавать за некоторое количество тактов x до наступления того момента, на котором происходит выдача последнего элемента данных запрашиваемого пакета, не опасаясь при этом возникновения ситуации «обрыва» передаваемого пакета (последняя возникнет, если команду PRECHARGE подать после команды READ с временным промежутком, меньшим x). Не вдаваясь в подробности, отметим, что этот промежуток времени составляет величину, равную величине задержки сигнала CAS# за вычетом единицы (x = tCL — 1).

Наконец, промежуток времени между четвертой операцией и последующим повтором первой операции цикла составляет «время подзарядки строки» (tRP).

В то же время, минимальному времени активности строки (от подачи команды ACTIVATE до подачи команды PRECHARGE, tRAS), по его определению, как раз отвечает промежуток времени между началом первой и началом четвертой операции. Отсюда вытекает первое важное соотношение между таймингами памяти:

tRAS, min = tRCD + tCL + (tBL — (tCL — 1)) — 1,

где tRCD — время выполнения первой операции, tCL — второй, (tBL — (tCL — 1)) — третьей, наконец, вычитание единицы производится вследствие того, что период tRAS не включает в себя такт, на котором осуществляется подача команды PRECHARGE. Сокращая это выражение, получаем:

tRAS, min = tRCD + tBL.

Достаточно поразительный вывод, вытекающий из детального рассмотрения схемы доступа к данным, содержащимся в памяти типа SDRAM, заключается в том, что минимальное значение tRAS не зависит(!) от величины задержки CAS#, tCL. Зависимость первого от последнего — достаточно распространенное заблуждение, довольно часто встречающееся в различных руководствах по оперативной памяти.

В качестве примера первого соотношения, рассмотрим типичную высокоскоростную память типа DDR с величинами задержек (tCL-tRCD-tRP) 2-2-2. При минимальной длине пакета BL = 2 (минимально возможной для DDR) необходимо затратить не менее 1 такта шины памяти для передачи пакета данных. Таким образом, в этом случае минимальное значение tRAS оказывается равным 3 (столь малое значение tRAS не позволяет выставить подавляющее большинство контроллеров памяти). Передача более длинных пакетов, состоящих из 4 элементов (BL = 4, tBL = 2), увеличивает это значение до 4 тактов, наконец, для передачи максимального по длине 8-элементного пакета (BL = 8, tBL = 4) требуемое минимальное значение tRAS составляет 6 тактов. Отсюда следует, что, поскольку большинство контроллеров памяти не позволяют указать значение tRAS < 5, разумно настроить подсистему памяти таким образом, чтобы длина передаваемого пакета была максимальной (BL = 8, в том случае, если этот параметр присутствует в настройках подсистемы памяти в BIOS материнской платы), а величина tRAS принимала значение, равное 6. Альтернативный вариант — BL = 4, tRAS = 5.

Второе важное соотношение между таймингами вытекает из того факта, что полный цикл пакетного чтения данных — от 1-й стадии до ее повторения — именуется собственно «минимальным временем цикла строки», tRC. Поскольку первые три стадии, как мы показали выше, не могут занимать время, меньшее tRAS, а последняя занимает время, строго равное tRP, получаем:

tRC = tRAS + tRP.

Заметим, что некоторые контроллеры памяти (например, интегрированный контроллер памяти процессоров AMD64) позволяют независимо устанавливать значения таймингов tRAS и tRC, что в принципе может привести к несоблюдению указанного выше равенства. Тем не менее, особого смысла это неравенство не имеет — оно лишь будет означать, что параметры tRAS, либо tRC будут автоматически «подстроены» (в сторону большего значения) для соблюдения рассмотренного равенства.

Схемы таймингов

Напоследок отметим, что четыре важнейших параметра таймингов памяти, расположенных в такой последовательности: tCL-tRCD-tRP-tRAS, принято называть «схемой таймингов». Такие схемы (например, 2-2-2-5 или 2.5-3-3-7 для памяти типа DDR; 3-3-3-9, 4-4-4-12 и 5-5-5-15 для памяти типа DDR2) достаточно часто можно встретить в спецификациях на модули оперативной памяти.

Строго говоря, такая последовательность не соответствует фактической последовательности возникновения задержек при доступе в микросхему памяти (так, tRCD располагается перед tCL, а tRAS — «где-то посередине»), поэтому на самом деле она отражает основные тайминги памяти, расположенные в порядке их значимости. Действительно, наиболее значимой является величина задержки CAS# (tCL), проявляющая себя при каждой операции чтения данных, тогда как параметры tRCD и tRP актуальны лишь при операциях на уровне строки памяти в целом (ее открытия и закрытия, соответственно).

Задержки командного интерфейса

Особой категорией таймингов, не связанных с доступом к данным, находящимся в ячейках микросхем SDRAM, можно считать так называемые «задержки командного интерфейса», или обратную им характеристику — «скорость подачи команд» (command rate). Эти задержки связаны с функционирования подсистемы памяти на уровне не индивидуальных микросхем, а составляемых ими физических банков. При инициализации подсистемы памяти каждому сигналу выбора кристалла (chip select), ассоциированному с определенным физическим банком памяти, в регистрах чипсета присваивается определенный номер (нумерация осуществляется, как правило, по емкости физических банков — например, по убывающей), уникальным образом идентифицирующий данный физический банк при каждом последующем запросе (поскольку все физические банки разделяют одни и те же, общие шины команд/адресов и данных). Чем больше физических банков памяти присутствует на общей шине памяти, тем больше электрическая емкостная нагрузка на нее, с одной стороны, и тем больше задержка распространения сигнала (как прямое следствие протяженности пути сигнала) и задержка кодирования/декодирования и работы логики адресации и управления, с другой.

Так возникают задержки на уровне командного интерфейса, которые на сегодняшний день наиболее известны для платформ, основанных на процессорах семейства AMD Athlon 64 с интегрированным контроллером памяти, поддерживающим память типа DDR SDRAM. Разумеется, это не означает, что задержки командного интерфейса присущи лишь этому типу платформ — просто для этого типа платформ, как правило, в настройках подсистемы памяти в BIOS есть настройка параметра «Command Rate: 1T/2T», тогда как в других современных платформах (например, семейства Intel Pentium 4 с чипсетами Intel 915, 925, 945, 955 и 975 серий) настройки задержек командного интерфейса отсутствуют в явном виде и, по всей видимости, регулируются автоматически. Возвращаясь к платформам AMD Athlon 64, включение режима «2T» приводит к тому, что все команды подаются (наряду с соответствующими адресами) на протяжении не одного, а двух тактов шины памяти, что определенно сказывается на производительности, но может быть оправдано с точки зрения стабильности функционирования подсистемы памяти. Более подробно этот вопрос мы рассмотрим в будущем (во второй, «практической» части настоящего руководства, посвященной выбору модулей памяти класса SDRAM).

DDR/DDR2 SDRAM: Отличия от SDR SDRAM

Выше мы рассмотрели организацию и принципы функционирования синхронных устройств памяти с одинарной скоростью передачи данных SDR SDRAM. В настоящем разделе мы рассмотрим, какие основные отличия привносят устройства с удвоенной скоростью передачи данных — DDR и DDR2 SDRAM.

Начнем с рассмотрения микросхем DDR SDRAM. По большей части они оказываются похожими на микросхемы SDR SDRAM — так, оба типа микросхем, как правило, имеют одинаковую логическую организацию (при одинаковой емкости), включая 4-банковую организацию массива памяти, и одинаковый командно-адресный интерфейс. Фундаментальные различия между SDR и DDR лежат в организации логического слоя интерфейса данных. По интерфейсу данных памяти типа SDR SDRAM данные передаются только по положительному перепаду («фронту») синхросигнала. При этом внутренняя частота функционирования микросхем SDRAM совпадает с частотой внешней шины данных, а ширина внутренней шины данных SDR SDRAM (от непосредственно ячеек до буферов ввода-вывода) совпадает с шириной внешней шины данных. В то же время, по интерфейсу данных памяти типа DDR (а также DDR2) данные передаются дважды за один такт шины данных — как по положительному перепаду синхросигнала («фронту»), так и по отрицательному («срезу»).

Возникает вопрос — как можно организовать удвоенную скорость передачи данных по отношению к частоте шины памяти? Напрашиваются два решения — можно либо увеличить в 2 раза внутреннюю частоту функционирования микросхем памяти (по сравнению с частотой внешней шины), либо увеличить в 2 раза внутреннюю ширину шины данных (по сравнению с шириной внешней шины). Достаточно наивно было бы полагать, что в реализации стандарта DDR было применено первое решение, но и ошибиться в эту сторону довольно легко, учитывая «чисто маркетинговый» подход к маркировке модулей памяти типа DDR, якобы функционирующих на удвоенной частоте (так, модули памяти DDR с реальной частотой шины 200 МГц именуются «DDR-400»). Тем не менее, гораздо более простым и эффективным — исходя как из технологических, так и экономических соображений — является второе решение, которое и применяется в устройствах типа DDR SDRAM. Такая архитектура, применяемая в DDR SDRAM, называется архитектурой «2n-предвыборки» (2n-prefetch). В этой архитектуре доступ к данным осуществляется «попарно» — каждая одиночная команда чтения данных приводит к отправке по внешней шине данных двух элементов (разрядность которых, как и в SDR SDRAM, равна разрядности внешней шины данных). Аналогично, каждая команда записи данных ожидает поступления двух элементов по внешней шине данных. Именно это обстоятельство объясняет, почему величина «длины пакета» (Burst Length, BL) при передаче данных в устройствах DDR SDRAM не может быть меньше 2.

Устройства типа DDR2 SDRAM являются логическим продолжением развития архитектуры «2n-prefetch», применяемой в устройствах DDR SDRAM. Вполне естественно ожидать, что архитектура устройств DDR2 SDRAM именуется «4n-prefetch» и подразумевает, что ширина внутренней шины данных оказывается уже не в два, а в четыре раза больше по сравнению с шириной внешней шины данных. Однако речь здесь идет не о дальнейшем увеличении количества единиц данных, передаваемых за такт внешней шины данных — иначе такие устройства уже не именовались бы устройствами «Double Data Rate 2-го поколения». Вместо этого, дальнейшее «уширение» внутренней шины данных позволяет снизить внутреннюю частоту функционирования микросхем DDR2 SDRAM в два раза по сравнению с частотой функционирования микросхем DDR SDRAM, обладающих равной теоретической пропускной способностью. С одной стороны, снижение внутренней частоты функционирования микросхем, наряду со снижением номинального питающего напряжения с 2.5 до 1.8 V (вследствие применения нового 90-нм технологического процесса), позволяет ощутимо снизить мощность, потребляемую устройствами памяти. С другой стороны, архитектура 4n-prefetch микросхем DDR2 позволяет достичь вдвое большую частоту внешней шины данных по сравнению с частотой внешней шины данных микросхем DDR — при равной внутренней частоте функционирования самих микросхем. Именно это и наблюдается в настоящее время — модули памяти стандартной скоростной категории DDR2-800 (частота шины данных 400 МГц) на сегодняшний день достаточно распространены на рынке памяти, тогда как последний официальный стандарт DDR ограничен скоростной категорией DDR-400 (частота шины данных 200 МГц).

За более подробной информацией о реализации DDR2 и основных отличиях ее от DDR мы рекомендуем обратиться к нашей статье «DDR2 — грядущая замена DDR. Теоретические основы и первые результаты низкоуровневого тестирования». А сейчас, по аналогии с DDR, нам осталось лишь рассмотреть, в каком количестве осуществляется считывание/запись данных в микросхемах DDR2, и какое минимальное значение может принимать величина длины пакета данных. Итак, поскольку DDR2 — это «все та же DDR», мы по-прежнему имеем удвоенную скорость передачи данных за один такт внешней шины данных — иными словами, на каждом такте внешней шины данных мы ожидаем получить не менее двух элементов данных (как всегда, разрядностью, равной разрядности внешней шины данных) при чтении, и обязаны предоставить микросхеме не менее двух элементов данных при записи. В то же время, вспоминаем, что внутренняя частота функционирования микросхем DDR2 составляет половину от частоты ее внешнего интерфейса. Таким образом, на один «внутренний» такт микросхемы памяти приходится два «внешних» такта, на каждый из которых, в свою очередь, приходится считывание/запись двух элементов. Следовательно, на каждый «внутренний» такт микросхемы памяти приходится считывание/запись сразу четырех элементов данных (отсюда и название — 4n-prefetch), т.е. все операции внутри микросхемы памяти осуществляются на уровне «4-элементных» блоков данных. Отсюда получаем, что минимальная величина длины пакета (BL) должна равняться 4. Можно доказать, что, в общем случае, архитектуре «2nn-prefetch» всегда соответствует минимальная величина Burst Length, равная 2n (n = 1 соответствует DDR; n = 2 — DDR2; n = 3 — грядущей DDR3).





Дополнительно

iXBT BRAND 2016

«iXBT Brand 2016» — Выбор читателей в номинации «Процессоры (CPU)»:
Подробнее с условиями участия в розыгрыше можно ознакомиться здесь. Текущие результаты опроса доступны тут.

Нашли ошибку на сайте? Выделите текст и нажмите Shift+Enter

Код для блога бета

Выделите HTML-код в поле, скопируйте его в буфер и вставьте в свой блог.