计算机体系结构（第五版）－复习－MESI&MOESI协议

多处理器系统MESI cache一致性协议
3.3.1 Cache一致性的基本概念
MESI协议

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Cache的写策略

1. Write through（写通）
   每次CPU修改了cache中的内容，Cache立即更新内存的内容

2. Write back（写回）
   内核修改cache的内容后，cache并不会立即更新内存中的内容，而是等到这个cache line因为某种原因需要从
   cache中移除时，cache才会更新内存中的内容。

   • Write through（写通）由于有大量的访问内存的操作，效率太低，大多数处理器都使用Writeback（写回）策略。

   • Cache如何知道这行有没有被修改？需要一个标志-dirty标志。Dirty标志为1，表示cache的内容被修改，和内存的内容不一致，当该cache line被移除时，数据需要被更新到内存，dirty标志位0（称为clean），表示cache的内容和内存的内容一致。

有dirty标志的cache结构：

程序cache不会被修改，不需要dirty标志，数据cache需要dirty标志。

Cache一致性

1. 一致性问题的产生-信息不对称导致的问题
   在多核处理器中，内存中有一个数据x，值为3，被缓存到core0和core1中，如果core0将x修改为5，而core1不知道x被修改，还在使用旧事，就会导致程序出错，这就是cache的不一致。
2. Cache一致性的底层操作为了保证cache的一致性，处理器提供了两个保证cache一致性的底层操作：Writeinvalidate和Write update。
   
   • Write invalidate（置无效）：当一个内核修改了一份数据，其他内核上如果有这份数据的复制，就置成无效。
   • Write update（写更新）：当一个内核修改了一份数据，其他地方如果有这份数据的复制，就都更新到最新值。

Cache一致性协议

MESI

• MESI协议是一种采用写–无效方式的监听协议。它要求每个cache行有两个状态位，用于描述该行当前是处于修改态（M）、专有态（E）、共享态（S）或者无效态（I）中的哪种状态，从而决定它的读/写操作行为。这四种状态的定义是：

  1. 修改态（Modified）－－此cache行已被修改过（脏行），内容已不同于主存并且 为此cache专有；
  2. 专有态（Exclusive）－－此cache行内容同于主存，但不出现于其它cache中；
  3. 共享态（Shared）－－此cache行内容同于主存，但也出现于其它cache中；
  4. 无效态（Invalid）－－此cache行内容无效（空行）。

• MESI协议适合以总线为互连机构的多处理器系统。各cache控制器除负责响应自己CPU的内存读写操作（包括读/写命中与未命中）外，还要负责监听总线上的其它CPU的内存读写活动（包括读监听命中与写监听命中）并对自己的cache予以相应处理。所有这些处理过程要维护cache一致性，必须符合MESI协议状态转换规则。

• MESI协议状态迁移图:
  
  Local Read表示本内核读本Cache的值，Local Write表示本内核写Cache中的值，Remote Read表示其他内核读其他Cache中的值，Remote write 表示其他内核写其他Cache的值，箭头表示本Cache line状态的迁移，唤醒箭头表示状态不变。
  

下面由图的四个顶点出发，介绍转换规则：（规则中与上图 的相应位置以*数字序号对照给出）
1. 该无效行在自身Cache读未命中将被相应内存块填充以建立新行时，读监听命中，说明其它Cache正在读同地址的内存块，以建立新行。故为多Cache共享行，应为S状态，并应继续发出读监听广播，使其它Cache的类似情况效仿。
2. 该无效行在自身Cache读未命中将被相应内存块填充以建立新行时，未读监听命中，为本Cache专有，故新建行应为E状态。
3. 该无效行在自身Cache写未命中时，将先读入相应内存块填充新行后，再进行写修改，与原内存正本的数据不一至，故新建行为M状态。
4. 该共享行写监听命中，说明别的Cache由于写命中修改了同此地址的行，根据写无效原则，此共享行应改变为无效（I）状态。
5. 该共享行读命中，状态不变。
6. 该共享行读监听命中，说明其它Cache正在读同地址内存块，以建立新行，此时该共享行状态不必改变，但应继续发读监听广播，供它者监听。
7. 该共享行被写命中，其中某字被改写，与内存正本不一至，故应改为M状态，且应发出共享行写命中监听广播，使其它Cache同地址行作废（同*4）。
8. 该E态行读监听命中说明别的Cache正在读同地址的内存正本，以建立新行，故其状态应改为S状态，并发出读监听广播，以使同此情况及* 1效仿之。
9. 该E态行读命中不必改变状态。
10. 该E态行写监听命中，说明别的Cache由于写未命中而访问同地址的内存正本，该E态行内容即将过时，故应作废。
11. 该E态行写命中，只改变状态为M态即可，无须他者监听。
12. 该M态行写命中状态不变。
13. 该M态行读命中状态不变。
14. 该M态行读监听命中，应将该行最新数据写回内存正本后变为S状态。并发出读监听广播，供他者监听。
15. 该M态行写监听命中，说明别的Cache由于写未命中而访问了同地址的内存块（同* 3），将实行先读后修改，此时本地M态行应抢先写回主存，然后作废，以保证别的Cache读出整行而未被修改数据的正确性。
16. 该M态行写监听命中，说明别的Cache由于写未命中而访问了同地址的内存块，将实行先读后整行的修改，此时本地M态行不必写回主存，只作废即可。

• 上述分析可以看出，虽然各cache控制器随时都在监听系统总线，但能监听到的只有读未命中、写未命中以及共享行写命中三种情况。读监听命中的有效行都要进入S态并发出监听命中指示，但M态行要抢先写回主存；写监听命中的有效行都要进入I态，但收到RWITM时的M态行要抢先写回主存。总之监控逻辑并不复杂，增添的系统总线传输开销也不大，但MESI协议却有力地保证了主存块脏拷贝在多cache中的唯一性，并能及时写回，保证cache主存存取的正确性。

MOSEI

－ MOESI协议引入了一个O(Owned)状态，并在MESI协议的基础上，进行了重新定义了S状态，而E、M和I状态和MESI协议的对应状态相同。

1. O位。O位为1表示在当前Cache 行中包含的数据是当前处理器系统最新的数据拷贝，而且在其他CPU中一定具有该Cache行的副本，其他CPU的Cache行状态为S。如果主存储器的数据在多个CPU的Cache中都具有副本时，有且仅有一个CPU的Cache行状态为O，其他CPU的Cache行状态只能为S。与MESI协议中的S状态不同，状态为O的Cache行中的数据与存储器中的数据并不一致。
2. S位。在MOESI协议中，S状态的定义发生了细微的变化。当一个Cache行状态为S时，其包含的数据并不一定与存储器一致。如果在其他CPU的Cache中不存在状态为O的副本时，该Cache行中的数据与存储器一致；如果在其他CPU的Cache中存在状态为O的副本时，Cache行中的数据与存储器不一致。