cpu MESI－CPU缓存一致性协议

 Cache一致性协议之MESI

          处理器上有一套完整的协议，来保证Cache一致性。比较经典的Cache一致性协议当属MESI协议，奔腾处理器有使用它，很多其他的处理器都是使用它的变种。

单核Cache中每个Cache line有2个标志：dirty和valid标志，它们很好的描述了Cache和Memory(内存)之间的数据关系(数据是否有效，数据是否被修改)，而在多核处理器中，多个核会共享一些数据，MESI协议就包含了描述共享的状态。

         在MESI协议中，每个Cache line有4个状态，可用2个bit表示，它们分别是： 

状态	描述
M(Modified)	这行数据有效，数据被修改了，和内存中的数据不一致，数据只存在于本Cache中。
E(Exclusive)	这行数据有效，数据和内存中的数据一致，数据只存在于本Cache中。
S(Shared)	这行数据有效，数据和内存中的数据一致，数据存在于很多Cache中。
I(Invalid)	这行数据无效。

MESI状态

           M(Modified)和E(Exclusive)状态的Cache line，数据是独有的，不同点在于M状态的数据是dirty的(和内存的不一致)，E状态的数据是clean的(和内存的一致)。

          S(Shared)状态的Cache line，数据和其他Core的Cache共享。只有clean的数据才能被多个Cache共享。

          I(Invalid)表示这个Cache line无效。

 

          E状态示例如下：

 



E状态

       只有Core 0访问变量x，它的Cache line状态为E(Exclusive)。

 

        S状态示例如下：



S状态

         3个Core都访问变量x，它们对应的Cache line为S(Shared)状态。

 

         M状态和I状态示例如下：

 



M状态和I状态

            Core 0修改了x的值之后，这个Cache line变成了M(Modified)状态，其他Core对应的Cache line变成了I(Invalid)状态。

 

        在MESI协议中，每个Cache的Cache控制器不仅知道自己的读写操作，而且也监听(snoop)其它Cache的读写操作。每个Cache line所处的状态根据本核和其它核的读写操作在4个状态间进行迁移。

       MESI协议状态迁移图如下：



MESI协议状态迁移图

        在上图中，Local Read表示本内核读本Cache中的值，Local Write表示本内核写本Cache中的值，Remote Read表示其它内核读其它Cache中的值，Remote Write表示其它内核写其它Cache中的值，箭头表示本Cache line状态的迁移，环形箭头表示状态不变。

        当内核需要访问的数据不在本Cache中，而其它Cache有这份数据的备份时，本Cache既可以从内存中导入数据，也可以从其它Cache中导入数据，不同的处理器会有不同的选择。MESI协议为了使自己更加通用，没有定义这些细节，只定义了状态之间的迁移，下面的描述假设本Cache从内存中导入数据。

        MESI状态之间的迁移过程如下：

当前状态	事件	行为	下一个状态
I(Invalid)	Local Read	如果其它Cache没有这份数据，本Cache从内存中取数据，Cache line状态变成E； 如果其它Cache有这份数据，且状态为M，则将数据更新到内存，本Cache再从内存中取数据，2个Cache 的Cache line状态都变成S； 如果其它Cache有这份数据，且状态为S或者E，本Cache从内存中取数据，这些Cache 的Cache line状态都变成S	E/S
Local Write	从内存中取数据，在Cache中修改，状态变成M； 如果其它Cache有这份数据，且状态为M，则要先将数据更新到内存； 如果其它Cache有这份数据，则其它Cache的Cache line状态变成I	M
Remote Read	既然是Invalid，别的核的操作与它无关	I
Remote Write	既然是Invalid，别的核的操作与它无关	I
E(Exclusive)	Local Read	从Cache中取数据，状态不变	E
Local Write	修改Cache中的数据，状态变成M	M
Remote Read	数据和其它核共用，状态变成了S	S
Remote Write	数据被修改，本Cache line不能再使用，状态变成I	I
S(Shared)	Local Read	从Cache中取数据，状态不变	S
Local Write	修改Cache中的数据，状态变成M， 其它核共享的Cache line状态变成I	M
Remote Read	状态不变	S
Remote Write	数据被修改，本Cache line不能再使用，状态变成I	I
M(Modified)	Local Read	从Cache中取数据，状态不变	M
Local Write	修改Cache中的数据，状态不变	M
Remote Read	这行数据被写到内存中，使其它核能使用到最新的数据，状态变成S	S
Remote Write	这行数据被写到内存中，使其它核能使用到最新的数据，由于其它核会修改这行数据， 状态变成I	I

MESI状态迁移

           AMD的Opteron处理器使用从MESI中演化出的MOESI协议，O(Owned)是MESI中S和M的一个合体，表示本Cache line被修改，和内存中的数据不一致，不过其它的核可以有这份数据的拷贝，状态为S。

         Intel的core i7处理器使用从MESI中演化出的MESIF协议，F(Forward)从Share中演化而来，一个Cache line如果是Forward状态，它可以把数据直接传给其它内核的Cache，而Share则不能。

转载自：http://www.valleytalk.org/2011/07/11/cache%E4%B8%80%E8%87%B4%E6%80%A7%E5%8D%8F%E8%AE%AE%E4%B8%8Emesi2/

http://blog.csdn.net/muxiqingyang/article/details/6615199

参考：

http://en.wikipedia.org/wiki/MESI_protocol

http://blog.csdn.net/realxie/article/details/7317630

      一致性要求是指，若cache中某个字被修改，那么在主存（以及更高层次）上，该字的副本必须立即或最后加以修改，并确保它者引用主存上该字内容的正确性。 
　　当代多处理器系统中，每个处理器大都有自己的cache。同一主存块的拷贝能同时存于不同cache中，若允许处理器各自独立地修改自己的cache，就会出现不一致问题。解决此问题有软件办法和硬件办法。硬件办法能动态地识别出不一致产生的条件并予以及时处理，从而使cache的使用有很高的效率。并且此办法对程序员和系统软件开发人员是透明的，减轻了软件研制负担，从而普遍被采用。
　　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： 
　　·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； 
　　·专有态（Exclusive）－－此cache行内容同于主存，但不出现于其它cache中； 
　　·共享态（Shared）－－此cache行内容同于主存，但也出现于其它cache中； 
　　·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。



　　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。

转载自：http://blog.csdn.net/zhuliting/article/details/6210921