我們以DDR4存儲控制器為例，設計一個讀重排序深度為3的具體場景，展示從設備如何利用3級隊列優化訪問效率：
基礎設定
- 從設備類型：DDR4存儲控制器（支持4個存儲體Bank0-Bank3）
- 讀重排序深度：3（允許同時跟蹤3個未完成讀請求）
- 訪問延遲特征：
- Bank激活后訪問：3周期（低延遲）
- Bank預充電后訪問：7周期（高延遲）
- 主機請求序列（按時間順序發送）：
時間點 請求標識 ARID值 目標Bank 地址 描述 T0 Req A 1 Bank0 0x1000 首次訪問Bank0（需預充電） T1 Req B 2 Bank1 0x2000 Bank1已激活（低延遲） T2 Req C 3 Bank2 0x3000 Bank2已激活（低延遲） T3 Req D 1 Bank0 0x1004 連續地址（同ARID=1） T4 Req E 4 Bank3 0x4000 Bank3已激活（低延遲）
從設備處理邏輯（深度=3）
從設備內部有一個容量為3的請求隊列，用于暫存未完成的讀請求（pending addresses），允許對不同ARID的請求重排序，但嚴格保證同ARID的順序。
階段1：隊列填充（T0-T2）
- T0：接收Req A（ARID=1），隊列為空 → 入隊，開始處理Bank0預充電（耗時7周期）。
- T1：接收Req B（ARID=2），隊列剩余容量2 → 入隊，立即處理Bank1（3周期完成）。
- T2：接收Req C（ARID=3），隊列剩余容量1 → 入隊，立即處理Bank2（3周期完成）。
此時隊列狀態：[Req A(ARID=1), Req B(ARID=2), Req C(ARID=3)]（已滿）。
階段2：隊列釋放與新請求（T3-T4）
- T3：主機發送Req D（ARID=1），但隊列已滿（容量3），需等待至少一個請求出隊才能入隊。
- T4：主機發送Req E（ARID=4），隊列仍滿，無法入隊（需等待）。
階段3：響應返回與隊列更新（T4-T10）
- T4（B完成）：Bank1完成Req B → 返回數據B（RID=2），隊列釋放位置，Req D入隊（ARID=1）。
- T5（C完成）：Bank2完成Req C → 返回數據C（RID=3），隊列再釋放位置，Req E入隊（ARID=4）。
- T7（A完成）：Bank0完成Req A（預充電+訪問耗時7周期）→ 返回數據A（RID=1），隊列釋放位置。
- T8（D處理）：Req D（ARID=1，目標Bank0）已激活（無需預充電）→ 3周期完成（T11返回數據D）。
- T9（E處理）：Bank3完成Req E（3周期）→ 返回數據E（RID=4）。
最終數據返回順序
| 時間點 | 返回數據 | 原始請求 | 說明 |
|---|---|---|---|
| T4 | Data B | Req B | 最早完成的低延遲請求（ARID=2） |
| T5 | Data C | Req C | 次早完成的低延遲請求（ARID=3） |
| T7 | Data A | Req A | 高延遲請求（ARID=1，必須先返回） |
| T9 | Data E | Req E | 新入隊的低延遲請求（ARID=4） |
| T11 | Data D | Req D | 同ARID=1的后續請求（必須在A之后） |
深度=3的核心優勢
- 并行處理能力：同時跟蹤3個未完成請求，允許從設備在Bank0（高延遲）處理期間，并行完成Bank1、Bank2的低延遲請求（T0-T5期間同時處理3個請求）。
- 資源利用率提升：原本需等待Bank0完成（T7）才能處理后續請求，但通過隊列緩沖，T4-T5已釋放兩個位置，提前處理了Req D和Req E。
- 吞吐量對比：
- 嚴格順序（深度=1）：需依次處理A→B→C→D→E，總耗時≈7（A）+3（B）+3（C）+3（D）+3（E）=19周期。
- 深度=3：實際總耗時≈11周期（T0-T11），吞吐量提升約42%。
關鍵約束驗證
- 同ARID保序：Req D（ARID=1）必須在Req A（ARID=1）之后返回（T11在T7之后）。
- 跨ARID亂序：B、C、E（不同ARID）的返回順序與請求順序（B→C→E）無關（實際返回順序B→C→E）。
- 深度限制：隊列容量3，T3-T4時因隊列已滿，Req D和E需等待隊列釋放后才能入隊。
此例直觀展示了讀重排序深度為3時，從設備如何通過有限的亂序能力，在保證協議規范的前提下，顯著提升存儲訪問效率。
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