一文读懂从 CPU 多级缓存 & 缓存一致性协议（MESI）到 Java 内存模型

CPU 多级缓存 & 缓存一致性协议（MESI）

CPU 多级缓存

• 参考：Java Memory Model

缓存一致性协议（MESI）

• 多级缓存的出现解决了CPU处理速度和内存读取速度不一致的问题，但是同时也带来缓存不一致的问题，为了解决这个问题，我们引入了缓存一致性协议，常见的缓存一致性协议有MSI，MESI，MOSI，Synapse，Firefly及DragonProtocol等等，下文以MESI协议进行讲述。

缓存行（Cache line）

• 缓存行是指在缓存中的最小数据单元。

四种缓存状态

• 缓存行有4个状态，用2个bit表示。

状态	描述	监听任务
E 独享	该Cache line有效，数据被修改，和内存数据一致，数据只存在本Cahe中	必须监听所有试图读该缓存行的操作，操作必须在该缓存行写回主存并将状态变为S后执行
M 修改	该Cache line有效，数据被修改，和内存数据不一致，数据只存在本Cahe中	必须监听所有试图读该缓存行的操作，操作必须在该缓存行写回主存并将状态变为S后执行
S 共享	该Cache line有效，数据和内存数据一致，数据存在多个Cache中	必须监听其它缓存使该缓存无效或独享该缓存的请求，并将该缓存行变为无效
I 失效	该Cache line无效	无

• 注：对于M和E状态而言总是精确的，他们在和该缓存行的真正状态是一致的，而S状态可能是非一致的。如果一个处于S状态的缓存失效，另外一个缓存行可能已经独享了该缓存行，但是不会升迁为独享状态，因为失效并不会广播给其它缓存行。

缓存行状态转换

多核协同示例

• 初始状态：CPUB 存在缓存变量 X 状态为 M
• CPUA 发出指令读取 X 指令，通过 bus 读取 X，检测到地址冲突，将 CPUB 缓存变量状态置为 S，读取 X 到 CPUA 完成
• 此时，CPUB 修改缓存变量并通过 bus 写回主存，发现地址冲突，将 CPUA 中的变量从 S 状态置为 I，数据写回主存

网站体验

• 模拟一致性的整个过程：https://www.scss.tcd.ie/Jeremy.Jones/VivioJS/caches/MESIHelp.htm

MESI优化和引入的问题

• 在上述多核CPU为保证缓存一致性进行协同的过程中，消息传递的时间远远大于CPU执行时间，如果每次的操作都需要等待协同指令响应完成，那么就会大大降低处理器的处理性能，因此引入了Store Bufferes和Invalidate Queue进行优化。

Store Bufferes & Invalidate Queue

• 从上述的多核协同案例中我们可以发现，每次修改缓存中的元素，都需要将无效状态指令（Invalidate Acknowledge）执行完才能将修改的数据写回缓存行中，等待协同指令会造成CPU运算能力浪费，因此，Store Bufferes被引入，我们不需要等待协同指令返回就可以将修改的数据写入Store Bufferes，当再次读取时若在Store Bufferes中已存在直接从Buffer中读取（称为“Store Forwarding”），只有当收到所有协同指令响应后才能写回缓存行中。
• Store Bufferes 是有限的，因此当要写回缓存行时为了更快的得到所有Invalidate Acknowledge指令的响应，实际上也不会立即执行，而是放入了Invalidate Queue中，并立即返回响应，在合适的时机去执行。

Store Bufferes & Invalidate Queue 带来的问题

• Store buffer 什么时候写回并没有保证

value = 3;

void exeToCPUA(){
  value = 10;
  isFinsh = true;
}

void exeToCPUB(){
  if(isFinsh){
    // value 一定等于10？
    // 如果 Store Bufferes 没有写回那么将导致数据不一致
    assert value == 10;
  }
}

• Invalidate Acknowledge 什么时候执行没有保证

// 当一个CPU尝试读取实际已经失效但未执行 Invalidate Acknowledge 的数据时，会导致数据不一致

硬件内存模型

• 由于 Store Bufferes & Invalidate Queue 的引入，导致 Store Bufferes 写入缓存行和执行 Invalidate Acknowledge 的时机需要十分合适才能尽可能释放CPU的处理能力，实际上CPU并不知道什么时候会执行，因此将这个任务留给了写程序的人，这就是我们常说的内存屏障。

读屏障 & 写屏障

• 写屏障 Store Memory Barrier(a.k.a. ST, SMB, smp_wmb)是一条告诉处理器在执行这之后的指令之前，应用所有已经在Store buffer中的保存的指令到缓存行中。

• 读屏障Load Memory Barrier (a.k.a. LD, RMB, smp_rmb)是一条告诉处理器在执行任何的加载前，应用所有已经在失效队列中的失效操作的指令。

void executedOnCpu0() {
    value = 10;
    // 在更新数据之前必须将所有存储缓存（store buffer）中的指令执行完毕。
    storeMemoryBarrier();
    finished = true;
}
void executedOnCpu1() {
    while(!finished);
    // 在读取之前将所有失效队列中关于该数据的指令执行完毕。
    loadMemoryBarrier();
    assert value == 10;
}

思考 & 联系

• 不同的系统架构有不同的内存屏障，以X86架构为例：读屏障：lfence、写屏障：sfence、读写屏障：mfence。
• MESI 缓存一致性协议中为了尽可能的提高性能，引入了 Store Bufferes & Invalidate Queue ，将数据具体的失效时机和写入时间交给了内存屏障控制，而 JMM 则基于内存屏障保证数据的可见性。
• volatile 关键字底层使用了LOCK关键字，LOCK关键字的本质是锁（总线锁或缓存行锁），只是LOCK关键字的一部分能力具备和内存屏障相同的作用，但是和内存屏障还是有一定区别。