如果我们将 hierarchical single level write back cache 与 write allocate policy 一起考虑，则 write operation 期间的平均访问时间公式由下式给出： -
Twrite =（H）（Tc）（1-H）（Tc Tm（x * Tm）） .
哪里，
H =缓存的命中率 .
Tc =缓存的访问时间 .
Tm =内存的访问时间 .
x =脏的高速缓存块的一部分 .
但是，我认为这个公式并不完全正确 . 根据我的说法，在写入分配的情况下，我们首先在缓存中找到要替换的块，如果它是脏的，我们更新主内存 . 现在我们将包含该字的所需高速缓存块带入高速缓存然后 update the cache . 这是我在hamacher和patterson书中读到的内容 .
所以不应该是公式
Twrite =（H）（Tc）（1-H）（Tc Tm（x * Tm） Tc ） . ？
这里我添加了 extra Tc 时间，一旦从主存储器中取出块，就需要更新缓存中的字 . 第一个Tc是我们在未命中的情况下添加的时间，因为它的 hierarchical 缓存
1 回答
我建议你再次检查写分配策略 . Norman P. Jouppi写的miss miss polocies非常好paper .
顾名思义，写入分配，在写入未命中的情况下在缓存中分配条目 . 如果为写入未命中分配的行是脏的，我们需要使用脏缓存行的内容更新主存储器 . 因此，更新脏缓存行的主内存所花费的时间将是
使用脏缓存行的内容更新主内存后，可以使用它来存储写入未命中的数据 . 因此我们需要访问缓存 . 所以我们的新时代将是
但是，当缓存未命中时，我们只会执行此操作 . 因此整个事物需要乘以未命中率 .
以上公式涵盖了未命中的情况 . 当它成为命中时，我们只需要访问缓存 . 这将是Tc乘以命中率
添加它们会给我们平均访问时间：