SPARC V8处理器断点调试的设计与实现研究

的存储系统中，采用了分离的指令Cache和数据Cache，即哈佛结构。哈佛结构消除了取数和取指之间的竞争，提高了Cache的命中率和处理器的性能。处理器存储系统的组织方式为虚拟地址Cache，如图2所示。在命中时可以省去MMU虚实地址转换的时间。但虚拟Cache可能会导致同一物理地址有不同的虚拟地址来访问，并且当系统进程切换时，同一虚拟地址可以指向不同的物理地址。因此在一个地址标识(Tag)中要增加一个进程标识(context number)。这样多个进程的数据可以放在一个Cache中，由进程标识来确定Cache中各行的数据是属于哪个进程。


2.1 CACHE一致性问题的解决方法

　　用软中断指令替换设置断点处的内存指令实现断点调试功能的同时，会造成Cache一致性的问题。虽然关掉Cache就可以解决一致性的问题，并且能够减小程序开发的复杂度，但是一个高性能的系统是需要Cache的，关掉Cache会大大降低系统的性能。因此，可以采用以下方法解决设置/移除断点时Cache一致性的问题:

　　(1)利用MMU将可能出现一致性问题的存储区设为Cache不能访问的区域，即non-cacheable area。这种方法虽然比较保守，完全与Cache的设计初衷相悖，但是这种方法最为保险。

　　(2)让存储此断点地址数据的Cache存储单元失效，使CPU重新读取主存的内容来更新Cache，保证Cache中的内容与主存的内容一致，以此来解决Cache一致性的问题。显然第二种方法效率比第一种高，能够发挥Cache的处理能力。

在本文讨论的SPARC架构处理器中，可以利用Cache Tag寄存器实现解决Cache一致性问题的第二种方案。通过检测Cache Tag寄存器，判断设置/移除断点的地址是否曾Cache命中。如果Cache命中，则利用Cache Tag寄存器中的Valid有效位将存储此地址数据的Cache行置为无效;如果没有命中，则不对Cache做任何处理。

在该处理器中，Cache可配置的模式有直接映射模式和2～4组相联的多组映射模式;可选的替换算法是LRU、LRR和伪随机。这里以直接相联映射模式的指令缓存ICache为例，简述如何利用Cache Tag寄存器解决设置/移除断点时Cache的一致性问题。

在直接相联映射方式中，存储器中的每个区大小与Cache存储器的大小相等，区中的行与Cache存储器中的行一一对应。Cache分为Tag部分和Data部分，Tag部分用来存储标志位，与内存地址的标志位比较来判断Cache是否命中;Data部分用来存储与地址相对应的数据。如图3所示，ITag寄存器中的Valid[7:0]表示IData中相应的word是否有效;W0～W7表示IData中一行有8个word。当在某个地址设置/移除断点时，根据这个地址访问相对应的ITag寄存器，找到相对应的行，并将该行的ATAG位及有效位Valid取出。将ATAG位与地址中的Tag位进行比较，如果两者相等且对应的有效位为1，则表明访问的指令/数据在Data中，即Cache命中。Cache命中时要将该有效位清0，使Cache中的该行失效，然后再进行内存指令的替换。如果不相等或有效位为0，则访问的数据不在Data中，即Cache未命中，这时就直接进行内存指令的替换。

本文通过使断点地址命中的Cache失效的方法，使处理器访问断点地址时访问主存，从而解决了断点调试中Cache的一致性问题，并且最大程度地发挥了Cache的作用。

2.2 MMU地址转换问题的解决办法

　　处理器启用MMU后，在调试器中设置软件断点产生了虚实地址转换问题。该问题的解决方法就是根据MMU的工作原理，在调试器中实现虚拟地址与物理地址的转换功能，取得虚拟地址对应的物理地址，并在该地址设置软中断指令，实现断点调试的功能。

　　本文研究的处理器选用SRMMU来管理内存。SRMMU采用页式存储管理，主存中的3级页表用来存储全部的地址转换信息，通过页表中页表项的最低两位ET来判断是否要继续查找页表。SRMMU可实现不同级数的页表的访问，最少1级，最多4级[1]。

SRMMU中虚拟地址到物理地址的转换过程如图4所示。虚拟地址Vaddr为所要设置/移除的断点地址;CTP和CTXNR都是SRMMU的寄存器，其中CTP为进程表的首地址，CTXNR为进程号;页表中的存储项如为PTD(Page Table Descriptors)，则PTD是指向下一级页表的指针，如为PTE(Page Table Entry)，则PTE是实地址的页号。在查找过程中由CTP和CTXNR得到页表的入口地址，读取该地址的内存内容判断是PTD还是PTE。如果得到PTE则不需再查找，这样每页有4GB的寻址空间;如果在level-1找到PTE，，则每页有16MB的寻址空间;如果在level-2找到PTE，则每页有256KB的寻址空间;如果在level-3找到PTE，则每页有4KB的寻址空间;如果找不到PTE，则提示错误。得到PTE后，由PTE中的Physical Page Number加上虚拟地址Vad