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简单介绍Fragmenter的实现。

 

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1. 基本介绍

 

用于把上游节点地址空间范围比较大的访问请求，拆分成下游支持的多个地址空间范围较小的访问请求。

 

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1) 类参数

 

a. minSize：向下游节点发起的最小的访问大小；

b. maxSize：上游节点可以下发的最大的访问大小；

c. alwaysMin：是否把所有上游节点的请求，都拆分成minSize大小的访问请求：

- 如果为真：把所有上游节点的请求，都拆分成minSize大小的访问请求；

- 如果为假：根据下游节点的能力大小来拆分上游节点的访问请求；

d. earlyAck：针对一个Put burst，是在第一个beat回复响应消息，还是再最后一个beat回复响应消息；

e. holdFirstDeny：针对一个Get burst，在出现denied时就一直保持，直到整个burst结束；

 

2) 参数限制

 

要求minSize/maxSize都是2的幂，并且minSize小于等于maxSize：

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3) minSize/maxSize

 

a. 实例

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其中：ramBeatBytes是RAM支持的访问大小的物理能力。而maxSize是Fragmenter能拆分的最大访问请求的大小。

 

b. minSize

 

minSize实际上更多的指代下游节点的物理能力，比如说总线宽度。

 

c. 实际访问大小

 

但上游节点的访问请求，可能会小于minSize。此时不需要拆分，直接以原请求大小透传即可。

比如：minSize = ramBeatBytes = 4，而Get请求的大小为2，即读取两个字节。

 

2. diplomacy node

 

1) 添加的编码位

 

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a. fragmentBits：分片编号所需要占用的比特数；

b. fullBits：是否需要earlyAck所需要占用的比特数，All和None都不需要这个比特：

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c. toggleBits：用于区分两个连续的burst请求的比特位；

d. addedBits：上面加在一起就是需要添加的全部比特位的数目；

 

2) expandTransfer

 

扩展Transfer x的大小：

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a. 如果x为none，则不进行扩展；

b. 把x.max扩展为maxSize，即Fragmenter支持的最大传输大小；

c. x.min不变；

 

3) shrinkTransfer

 

缩小transfer x的大小：

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A. 如果不要求把所有的请求都拆分成minSize大小，则不需要缩小x；

B. 如果要求把所有的请求都拆分成minSize大小：

a. 如果x.min大于minSize，那么该传输不支持；

b. 如果x.min小于等于minSize，则把x.max限定在不大于minSize；

 

总结：缩小的意思是把传输大小的最大值限定在minSize以下。

 

4) mapManager

 

放大或缩小manager支持的各项操作的传输大小：

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a. 对Atomic操作的大小进行缩小；

b. 对Get/Put/Hint操作的大小进行放大；

 

根据注释：

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a. Arithmetic操作透传：数学运算需要提供操作数，而操作数不能分片，所以只能透传；

b. Get/Put/Hint/Logical操作可以分片：相较之下，位运算的结果只与当前位相关，所以可以分片进行运算；

c. 不支持Acquire操作；

 

Arithmetic操作要把传输大小缩小可以理解，因为其不支持分片。Logical操作呢？可以把传输大小放大吗？我认为是可以的，所以这里针对supportsLogical，应该是expandTransfer，而不是shrinkTransfer。

 

但考虑到Logical操作是原子操作，分片后的多个Logical请求之间，是否会被插入其他的请求消息呢？有可能，为了避免这种情况，还是shrinkTransfer较为妥当，毕竟Fragmenter不处理这种同步问题。

 

5) diplomacy node

 

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A. clientFn：把Fragmenter看到的上游节点的参数，转换为下游节点看到的Fragmenter的参数。

 

这里进行了如下调整：

a. name：名称为TLFragmenter；

b. sourceId：需要把分片号等信息编码进sourceId中，所以其范围扩大了；

c. requestFifo：需要下游节点实现按请求顺序返回响应信息；

 

B. managerFn：把Fragmenter看到的下游节点的参数，转换为上游节点看到的Fragmenter的参数。

 

这里把下游节点各manager支持的传输能力大小进行了转换。

 

3. lazy module

 

1) 成对的输入边和输出边

 

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2) 如果不需要分片，则直连即可：

 

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3) 限定条件

 

a. 所有manager的fifoId都相同，因为需要manager按顺序返回响应消息：

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b. manager不支持cache：

 

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c. minSize >= beatBytes

 

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这里的beatBytes是真正的总线宽度，虽然minSize经常被设置为与beatBytes相同，但也可以比其大。如果minSize = 2 * beatBytes，那么Fragmenter拆分后的请求基本上都是包含2个beat的burst。

 

d. 上下游节点都不支持Cache：

 

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e. 如果可能拒绝Get请求，那么需要保持deny信号：

 

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f. 如果可能拒绝Put请求，那么不能提早对其进行响应：

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4) beat数目

 

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beatBytes是Fragmenter与下游节点之间的总线宽度，maxSize是上游节点向Fragmenter发起的请求的最大传输大小。

 

两者的商是最大传输大小的请求，最终对应的针对下游节点的请求的beat数。

 

对比一下：

maxSize/minSize：最大传输大小的请求，转化为针对下游节点的请求的数目。

如果minSize == beatBytes，那么这个请求的数目即是beat的数目。

如果minSize > beatBytes，那么这个请求的数目是指burst请求的数目。每个burst请求中包含多少个beat，则由minSize/beatBytes的值决定。

 

即：

maxSize/minSize = 分片的数目 = (burst)请求的数目

maxSize/beatBytes = 所有请求中beat的数目之和

 

5) maxDownSize

 

向下游发送请求时能使用的最大传输大小：

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6) 响应相关的变量

 

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这里不再详细介绍。

 

7) 响应处理

 

A. out.d.fire()

 

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记录如下信息：

a. ackNum：如果是第一个响应消息，那么响应编号（ackNum）= dFirst_AckNum，后面逐个递减ack_Decrement；

b. 记录dOrig；

c. 从source中取出编码进去的toggle位；

 

B. 计算是否要EarlyAck：

 

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其中，如果earlyAck的类型为只针对PutFull，那么则从source中取出相应的编码位；

 

C. drop

 

是否丢弃这一个响应消息：

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a. 如果有数据，则不能drop；

b. 如果要EarlyAck，那么不是第一个的响应消息，都应该丢弃；

c. 如果非EarlyAck，那么不是最后一个的响应消息，都应该丢弃；

 

D. 把out.d导向in.d

 

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E. 处理针对Put的denied信号：

 

若出现denied信号，则保持住：

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需要注意的是：这里的保持denied信号，不是指在单个burst请求的多个beat之间保持。而是指在多个分片请求的响应消息之间保持，每个分片请求都有可能是burst请求。

 

F. 处理针对Get的denied信号：

 

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8) 请求分片

 

A. 计算每个manager针对每种操作的最大传输能力

 

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并转换为lg值：

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这里如果manager支持的最大能力为0，也就是manager不支持这种操作，使用lgMinSize代替。注释里的意思是：我们寄希望于client不对某个manager发出他不支持的request，所以这里无论是使用lgMinSize代替或者其他任何值，都没有意义。

 

根据请求访问的地址，确定地址所属的manager，进而确定支持的最大传输大小：

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B. 确定分片的最大大小：

 

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C. 请求分片相关的变量

 

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这里不做详细介绍。

 

D. 使用repeater重复in.a的请求

 

a. 从in.a输入，输出到in_a：

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b. 何时重复in.a？

 

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需要同时满足一下条件：

- 请求消息中没有数据：如果有数据就透传；

- 分片编号不为0，为0代表最后一个分片；

 

如果没有数据的请求，即Get/Hint请求消息，则把in.a的数据保存到最后一个分片发出为止。

 

Arithmetic/Logical都带有数据，但是他们的传输大小是被缩小了的，所以下游节点可以支持透传。如果是Put请求呢？其传输大小是被放大了的。这个问题下面单独研究。

 

E. 组装各个编码位：

 

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F. 两点优化

 

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a. 直连in.a.bits.data到out.a.bits.data，不需要repeater中转

 

这个问题会在下面单独研究。

 

b. 如果repeater.io.full为真，则out.a.bits.mask应当为全1

 

意思是说，如果当前正在发送一个分片，那么这个分片的大小包含下游节点支持的beatBytes中的所有字节。

 

9) 不支持Cache

 

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4. Put请求

 

首先，下游节点支持的Put请求的大小，被Fragmenter放大了。

其次，Put请求不经过repeater，而直接传递给out.a。

 

那么问题来了：

a. Put请求是否分片？如果分片，原始请求在哪里缓存或者说阻塞以等待所有分片请求发完？

b. 如果in.a.bits.data直连out.a.bits.data会不会丢失数据？

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进而，针对Get请求：

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c. out.d.bits.data直连in.d.bits.data，会不会丢失数据？

 

直接说结论：这三个问题，实际上都牵涉到数据的传输。数据的传输是由beatBytes也就是总线位宽限定的（而不是请求中的size域）。

 

那么Fragmenter改变了上游节点和下游节点的总线宽度了吗？答案是没有。

 

跟一下代码：

 

a. channel a的data域的宽度由参数params.dataBits决定：

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b. params在创建TLBundle时传入：

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c. 创建输入边和输出边的TLBundle，分别使用输入边和输出边中的bundle参数：

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d. TLBundleParameters中的dataBits取决于manager的beatBytes：

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e. 这个manager是指TLManagerPortParameters：

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也就是说：

a. Fragmenter与下游节点之间数据总线的宽度，由下游节点的beatBytes参数决定；

b. Fragmenter与上游节点之间数据总线的宽度，由Fragmenter的beatBytes参数决定；

 

Fragmenter的beatBytes参数由下游节点使用managerFn转换而来：

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这个managerFn只改变了支持的能力的大小，并没有改变beatBytes的大小：

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也就是说，改变了可以填到channel a的size域的值的大小，并没有改变数据总线的宽度。

 

这下就好理解了：

a. Put请求，无论size多大，数据终究需要受数据总线的限制，一个beat一个beat的传输。在这种情况下Fragmenter逐个beat透传没有问题。

b. Get请求，无论size多大，返回的数据也终究需要收数据总线的限制，一个beat一个beat的传输。