[5] Cache一致性

3. 局部命令（Local commands） （1）P-Read：本地处理机读自己的Cache 副本。 （2）P-Write：本地处理机写自己的Cache 副本。
4. 一致性命令 （1）Read-blk：从另一Cache读一份有效 的副本。 （2）Write-inv：在写命中时在总线上广 播一个无效命令。 （3）Read-inv：在写缺失时在总线上广播 一个无效命令。
下 一 节
Invalid
P-Read(2)
Valid
Dirty
Reserved
(2)P-Read(miss: if no dirty copy exists, memory supplies a valid copy, otherwise, the cache inhibits memory and supplies a copy and updates memory. Both copies become valid).
3. I/O操作（绕过Cache的I/O操作）
P1
x
P2
x
P1
c1 x
P2
c2 x 总线
P1
x’
P2
x
x
存储器 I/O
x’ 存储器
x’ 输入
x 存储器
x 输出
写通过
写回
上图中： 中间图为：当I/O处理机将一个新的数据x’ 写入主存储器时，绕过采用写通过策略的 cache，则C1和共享存储器之间产生了不一 致。 右图为：直接从主存储器输出数据时（绕 过Cache），采用写回策略的高速缓存产生 不一致性。
5. 写更新的问题 由于更新时，所有的副本均需要更新，开 销很大。
第五章 Cache Coherence
5.1 Cache Coherence问题 5.2 监听总线协议
5.2.1 写一次协议
5.3 基于目录的Cache一致性协议 5.4 三种Cache一致性策略
5.2 监听总线协议(Snoopy protocol)
1. 一致性协议的内容 一致性协议包括： （1）Cache可能出现的状态集合 （2）共享主存的状态 （3）为维护一致性而引起的状态转换。
2. 每份Cache中的副本可能出现的四种状态 （1）有效（valid state）：与主存储器副 本一致的Cache副本，即该副本未经修改， 所以这个Cache副本不是唯一的副本。 （2）保留（reserved state）：这一Cache副 本是第一次修改，并用写通过方法写入主存， 所以这一Cache副本和主存储器副本一致。
x …… 总线 x P1 x P2 …… x P3 Cache 处理机 共享存储器
下图表示P1进行写无效操作后的情形。 写通过：
x’ ……
x’ P1
I P2
……
I P3 I表示无效
写回：
I ……
x’ P1
I P2
……
I P3 I表示无效
下图表示P1进行写更新操作后的情形（写 通过）。
x’ ……
2.写更新（write update） 任一处理器写它的私有Cache时，它都立即 更新所有其它的Cache中的副本。 对Write-through，它也更新主存储器中的副 本。 对Write-back，对存储器中副本的更新延迟 到这个Cache被臵换的时刻。
3. 示意图 下图表示数据块x在共享存储器和三台处理 机的Cache中的副本一致的情形。
Read-inv(4)/Write-inv(5) Invalid P-Read(2) Read-inv(4) Valid
P-Read (hit:always local, no state transition)
P-Write (hit:local,update Read-inv Read-blk memory copy, P-Write(1) (4) (3) broadcast write-inv Read-blk(3) to all cache, Dirty Reserved local copy P-Write becomes (hit:local, not memory P-Write reserved) (hit:local still dirty) update, local copy becomes dirty)
下 一 节
Invalid
Valid
Read-blk (3)
Dirty
Reserved
(3)Read-blk(read from remote processors, the local copy become valid).
下 一 节
Invalid
Valid
Read-blk(3) Dirty Reserved
下 一 节
Read-inv(4)/Write-inv(5) Invalid Valid
Dirty
Reserved
(4)Read-inv(A remote cache reads a block during a write-miss, updates it and invalidates all other copies). (5)Write-inv(A remote cache updates its local copy during a write-hits and invalidates all other copies).
高等计算机体系结构
北京科技大学计算机系 李建江
参考课件：清华大学计算机科学与技术系高性能计算研究所 郑纬民 教授
第五章 Cache Coherence
5.1 Cache Coherence问题
5.1.1 Cache Coherence的提出 5.1.2 多个Cache不一致的原因 5.1.3 两种设计Cache一致性协议策略
Cache Cache …… P P
Cache
P
5.1.2 多个Cache不一致的原因
1.共享可写数据的不一致性（sharing of writable data）
处理机 Cache shared memory P1 P2 P1 P2 P1 P2
x
x
x’
x
x’
x
x
x’
x
更新前
写通过
写回
2.进程迁移的不一致性
（3）重写（dirty state）：Cache副本不止 一次被修改过，由于不再采用写通过方法， 所以这个Cache副本是唯一的副本。与存储 器和其它的Cache副本都不一致。主存储器 中的副本也是无效的。 （4）无效（invalid state）与存储器或其它 的Cache副本不一致，或在Cache中找不到。
x’ P1
x’ P2
……
x’ P3 I表示无效
4.写无效的问题 主要开销在两个方面： （1）作废各Cache副本的开销； （2）由作废引起缺失造成的开销，即处理 机需要访问已经作废的数据时将引起Cache的 缺失。
后果： 如果一个处理机经常对某个块连续写，且各 处理处理机间对共享块的竞争较小，这时写无 效策略维护一致性的开销是很小的。如发生严 重竞争，即处理机之间对某个地址的共享数据 竞争，将产生较多的作废，引起更多的作废缺 失。结果是共享数据在各Cache间倒来倒去， 产生颠簸现象，当缓存块比较大时，这种颠簸 现象更为严重。
(3)Read-blk(read from remote processors, the local copy become valid). (4)Read-inv(A remote cache reads a block during a write-miss, updates it and invalidates all other copies). (5)Write-inv(A remote cache updates its local copy during a write-hits and invalidates all other copies).
处理机
Cache shared memory源自P1xP2P1
x
P2
x’
P1
x’
P2
x
x
x’
x
迁移前
写通过
写回
上图中： 右图为：包含共享变量x的进程原来在P1上 运行，并对x进行了修改（但采取写回策略， 所以暂时没有修改Memory），由于某种原因 迁移到P2，修改过的x’仍在P1的Cache中，P2 运行时从Memory中得到x（因为缺失），这个 x其实是“过时”的，所以造成了不一致。 中间图为：P2中运行的进程对x进行了修改， 采取写通过策略，所以把Memory中的x也修改 为x’，由于某种原因该进程迁移到P1，但P1的 Cache中仍为x，所以造成不一致。
(3)Read-blk(read from remote processors, the local copy become valid).
下 一 节
Invalid
Valid
Read-inv (4)
Dirty
Reserved
(4)Read-inv(A remote cache reads a block during a write-miss, updates it and invalidates all other copies).
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下 一 节
Invalid
Valid
P-Write(1)
Dirty
Reserved
(1)P-Write(miss: take a dirty copy from a remote cache, or from memory; send Read-invto invalidate all copies; update local copy into a dirty one).