MOSEI协议（转载，待整理）

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Cache一致性协议之MOESI

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。

•  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。
•  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。
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在一个处理器系统中，主设备(CPU或者外部设备)进行存储器访问时，将试图从存储器系统(主存储器或者其他CPU的Cache)中获得最新的数据拷贝。如果该主设备访问的数据没有在本地命中时，将从其他CPU的Cache中获取数据，如果这些数据仍然没有在其他CPU的Cache中命中，主存储器将提供数据。外设设备进行存储器访问时，也需要进行Cache共享一致性。

在MOESI模型中，“Probe Read”表示主设备从其他CPU中获取数据拷贝的目的是为了读取数据；而“Probe Write”表示主设备从其他CPU中获取数据拷贝的目的是为了写入数据；“Read Hit”和“Write Hit”表示主设备在本地Cache中获得数据副本；“Read Miss”和“Write Miss”表示主设备没有在本地Cache中获得数据副本；“Probe Read Hit”和“Probe Write Hit”表示主设备在其他CPU的Cache中获得数据副本。

本节为简便起见，仅介绍CPU进行存储器写和与O状态相关的Cache行状态迁移，CPU进行存储器读的情况相对较为简单，请读者自行分析这个过程。

当CPU对一段存储器进行写操作时，如果这些数据在本地Cache中命中时，其状态可能为E、S、M或者O。

•  状态为E或者M时，数据将直接写入到Cache中，并将状态改为M。
•  状态为S时，数据将直接写入到Cache中，并将状态改为M，同时其他CPU保存该数据副本的Cache行状态将从S或者O迁移到I(Probe Write Hit)。
•  状态为O时，数据将直接写入到Cache中，并将状态改为M，同时其他CPU保存该数据副本的Cache行状态将从S迁移到I(Probe Write Hit)。

当CPU A对一段存储器进行写操作时，如果这些数据没有在本地Cache中命中时，而在其他CPU，如CPU B的Cache中命中时，其状态可能为E、S、M或者O。其中CPU A使用CPU B在同一个Cache共享域中。

•  Cache行状态为E时，CPU B将该Cache行状态改为I；而CPU A将从本地申请一新的个Cache行，将数据写入，并该Cache行状态更新为M。
•  Cache行状态为S时，CPU B将该Cache行状态改为I，而且具有同样副本的其他CPU的Cache行也需要将状态改为I；而CPU A将从本地申请一个Cache行，将数据写入，并该Cache行状态更新为M。
•  Cache行状态为M时，CPU B将原Cache行中的数据回写到主存储器，并将该Cache行状态改为I；而CPU A将从本地申请一个Cache行，将数据写入，并该Cache行状态更新为M。
•  Cache行状态为O时，CPU B将原Cache行中的数据回写到主存储器，并将该Cache行状态改为I，具有同样数据副本的其他CPU的Cache行也需要将状态从S更改为I；CPU A将从本地申请一个Cache行，将数据写入，并该Cache行状态更新为M。

Cache行状态可以从M迁移到O。例如当CPU A读取的数据从CPU B中命中时，如果在CPU B中Cache行的状态为M时，将迁移到O，同时CPU B将数据传送给CPU A新申请的Cache行中，而且CPU A的Cache行状态将被更改为S。

当CPU读取的数据在本地Cache中命中，而且Cache行状态为O时，数据将从本地Cache获得，并不会改变Cache行状态。如果CPU A读取的数据在其他Cache中命中，如在CPU B的Cache中命中而且其状态为O时，CPU B将该Cache行状态保持为O，同时CPU B将数据传送给CPU A新申请的Cache行中，而且CPU A的Cache行状态将被更改为S。

在某些应用场合，使用MOESI协议将极大提高Cache的利用率，因为该协议引入了O状态，从而在发送Read Hit的情况时，不必将状态为M的Cache回写到主存储器，而是直接从一个CPU的Cache将数据传递到另外一个CPU。目前MOESI协议在AMD和RMI公司的处理器中得到了广泛的应用。

Intel提出了另外一种MESI协议的变种，即MESIF协议，该协议与MOESI协议有较大的不同，也远比MOESI协议复杂，该协议由Intel的QPI(QuickPath Interconnect)技术引入，其主要目的是解决“基于点到点的全互连处理器系统”的Cache共享一致性问题，而不是“基于共享总线的处理器系统”的Cache共享一致性问题。

在基于点到点互连的NUMA(Non-Uniform Memroy Architecture)处理器系统中，包含多个子处理器系统，这些子处理器系统由多个CPU组成。如果这个处理器系统需要进行全机Cache共享一致性，该处理器系统也被称为ccNUMA(Cache Cohenrent NUMA)处理器系统。MESIF协议主要解决ccNUMA处理器结构的Cache共享一致性问题，这种结构通常使用目录表，而不使用总线监听处理Cache的共享一致性。

MESIF协议引入了一个F(Forware)状态。在ccNUMA处理器系统中，可能在多个处理器的Cache中存在相同的数据副本，在这些数据副本中，只有一个Cache行的状态为F，其他Cache行的状态都为S。Cache行的状态位为F时，Cache中的数据与存储器一致。

当一个数据请求方读取这个数据副本时，只有状态为F的Cache行，可以将数据副本转发给数据请求方，而状态位为S的Cache不能转发数据副本。从而MESIF协议有效解决了在ccNUMA处理器结构中，所有状态位为S的Cache同时转发数据副本给数据请求方，而造成的数据拥塞。

在ccNUMA处理器系统中，如果状态位为F的数据副本，被其他CPU拷贝时，F状态位将会被迁移，新建的数据副本的状态位将为F，而老的数据副本的状态位将改变为S。当状态位为F的Cache行被改写后，ccNUMA处理器系统需要首先Invalidate状态位为S其他的Cache行，之后将Cache行的状态更新为M。

独立地研究MESIF协议并没有太大意义，该协议由Boxboro-EX处理器系统[1]引入，目前Intel并没有公开Boxboro-EX处理器系统的详细设计文档。MESIF协议仅是解决该处理器系统中Cache一致性的一个功能，该功能的详细实现与QPI的Protocal Layer相关，QPI由多个层次组成，而Protocal Layer是QPI的最高层。

对MESIF协议QPI互连技术有兴趣的读者，可以在深入理解“基于目录表的Cache一致性协议”的基础上，阅读Robert A. Maddox, Gurbir Singh and Robert J. Safranek合著的书籍“Weaving High Performance Multiprocessor Fabric”以了解该协议的实现过程和与QPI互连技术相关的背景知识。

值得注意的是，MESIF协议解决主要的问题是ccNUMA架构中SMP子系统与SMP子系统之间Cache一致性。而在SMP处理器系统中，依然需要使用传统的MESI协议。Nehelem EX处理器也可以使用MOESI协议进一步优化SMP系统使用的Cache一致性协议，但是并没有使用该协议。

为简化起见，本章假设处理器系统使用MESI协议进行Cache共享一致性，而不是MOESI协议或者MESIF协议。