基于总线监听的Cache一致性协议分析_汤伟

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基于总线侦听Cache一致性协议算法与实现

ＰＮＧＪｎＹＡＮＧＬＬＥｕ，ｅ一，ＡＮＧＣａ．ｉＳＮＧＬ．ｕｈｎｘｎ，ＨＥｉｋｎ（．ｉｇｉｃｌｒｌｎｖｒｔ，ａｃａｇ３０４，ｈｎ；１ＪｎｘＡｕｔａＵｉｓｙＮｎｈｎ３０５Ｃｉａｕｅｉａ２ＣＨｇｆｏｕｅａｄＩｏｍｔｎＥｇｅｒｇＪｇｉｏａＵｉｅｉ，Ｎｃａｇ３０２，Ｃｉａ），ｏｅｅｏｍｐｔｒｎｆｒａｏｎｉｅｉ，ｉｘＮｒｌｎｖｒｔａｈ３０２ｈｎＣｎｉｎｎｎａｍｓｙｎｎ
个处理机共享地访问主存｛ｏｍｏｍｏｙ，ｃｍｎｍｅｒ｝同时每个处理机义有自己的高速缓存（ｎｃｉａｈｓ。其Ｏ —ｈｐＣｃｅ）中Ｃｃｅ速度比主存快得多的缓冲存储器，是其ａｈ是但
总第１６期４
基于总线侦听Ｃｃｅ一致性协议算法与实现ａｈ
彭军杨，乐，婵新盛立琨稂，
（，１江西农业大学，江西南昌３０４；．３０５２江西师范大学计算机信息工程学院，江西南昌３０２）３０２
摘要：以共享总线的多处理机系统为例，文介绍了在共享总线系统中ａｈ并基于总线侦听Ｃｃｅ一致性协议的优点和协议区分状态的原因，出了一个评价协议好坏的角度：线的流量和存储器ａｈ给总
Ｐｒｔｃ１ｏｏｏ．
Ｋｅｒｓｃｃｅｃｈｒｎｅｙｗｏｄ：ａｈｏｅｅｃ；Ｃａｈ；ｓｏｐｒｔｃｌｃｅｎｙｐｏｏｏ；ＭＥＩＳ

基于WishBone总线Cache数据一致性方案

（ｅａｔｎｆＣｍｕｅ，ｏｈＣｉａＥｅｔｃＰｗｒＵｐｔＮａｈｎｌｒｏｅｎｖｒｉ，ｅｉｇ１２０）ｒｃｉｔｊ
ＡｂｔａｔＴｅｃｃｅｏｅｅｃｉｅｙｉｏｔｎｉａｍｕｔ－ｒｃｓｏｙｔｍ．ｔｅｘｌｉｔｎｆＬｓｒｃ：ｈａｈｃｈｒｎｅｓｒｍｐｒｔｎｌｐｏｅｓｒｓｓｅＩｈｅｐｏｔｉｏＸ一１６ｅｕ￣ｖａｉｎａｏ１４ｓｃｌ
１引言
在多处理器系统中大多采用共享主存结构，此在系统进因
（ｖｌＩａｄ简写为Ｉ。状态具体定义如下：ｎｉ）
Ｍ态：ａｈＣｃｅ中该数据块有效，存储器不一致，其它处与且
理器Ｃｃｅ中不存在副本。ａｈ
测试在４００ＭＨｚ主频下达到设计要求。
关键词ＷｉＢｎＣｃｅ数据一致性ｓｏｅａｈｈＭＯＳＥＩ
文章编号１０ — ３１（０６０ — ０３０文献标识码Ａ０２８３一２ｏ）９０９ — ３中图分类号Ｔ３Ｐ３
行共享数据写操作以及进程迁移时会引起Ｃｃｅａｈ数据不一致。
目前解决Ｃｃｅ一致性问题的主要方法有地址监听和目录法ａｈ
０态：ａｈＣｃｅ中该数据块有效。存储器不一致，与且在其它
处理器Ｃｃｅ中至少存在一个副本。ａｈＥ态：ａｈＣｃｅ中该数据块有效，与存储器一致，在其它处且理器Ｃｃｅ中不存在副本。ａｈＳ态：ａｈＣｃｅ中该数据块有效．存储器一致，在其它处与且理器的Ｃｃｅ中至少存在一个副本。ａｈＩ：ａｈ态Ｃｃｅ中该数据块无有效。

cache一致性协议实现的基本方法

面已经谈到，随着处理机数目N 的增大、存储器容量的增加，所需要目录的容量以N2 的数量级增加。在目录本身就很庞大的情况下，还需要增加一位C/D 位，以指示该复本是否允许写。所以这种目录结构所需要的空间较为庞大。针对这个问题，提出了有限目录的方法。 2）有限目录有限目录的基本思想是要解决全映射目录空间过大的问题。其采用的手段就是对任意一个数据块在高速缓存中同时存在的复本的数目加以一定的限制，这是基于处理机使用的局部性，即多机系统解决问题时，短时间内可能只集中使用其中几台机器，所以某一个数据块的复本只有部分处理机需要，因此只需要记录这几台机器，而不需要记录所有处理机，目录所需空间大大减少：记录处理机号码的所需空间呈Log2N 增长，总的空间需求为O（N XLog2N）。 3）链式目录链式目录是采用目录指针链来跟踪共享可写数据的复本；链表既可以采用单链表，又可以采用双链表。对于共享数据块的复本数没有限制。所占用的空间和可扩展性与有限目录近似。
（3）Write- inv：远程高速缓存在写命中时在总线上广播一个无效命令（4）Read-inv：远程高速缓存在写缺失时在总线上广播一个无效命令（5）Read-blk：从另外一个高速缓存中读出一份有效复本。这两条属于一致性命令 3）写操作可能遇到的几种情况（1）如果C1 为VALID，写C1 时，则写命中（Write hit） a. 如果内存单元所在的块在高速缓存中，则可以写高速缓存命中。 b. 如果内存单元所在的块不在高速缓存中，则写缺失，将内存单元所在块读入高速缓存，再进行写操作发P-Write 修改C1 内容，修改内存，发Write-Inv 给所有高速缓存，使它们的状态变为无效。同时使本地的高速缓存中数据块的状态变Reserved。（2）如果C1 为Reserved，对C1 进行写操作时，则写命中。发PWrite 命令修改C1内容，不修改内存中的复本，C1 状态变为 Dirty （3）如果C1 为Dirty，写C1 时则写命中。发出P-Write 命令修

一种基于广播的cache一致性协议的设计和验证

ｉｔｏｕｅ．Ｔｅｒｑｅｔｒｄｒｃｌｓｎｔａｌｏｅｒｔｅｈｎｏｔｅｈｒｐｒｆｓｎｉｃｏｙｂｓｄｎｒｄｃｄｈｅｕｓｓｅｉｔａｅｙｅｔｏｌｎｄｓａｈｒｔａｔｈｔｉｄａｔｉｔｄｒｔｒ — ａｅｒｉｅ
ｐｏｏｏ．Ｔｈｏｅｔａａｅｔｅｓｔｅｖｌｄｏｙｗｉａｓｒｔｅｒｑｕｓ．Ａｎｌｓｓａｄｅｉｃｔｏｓｉｅｒｔｃ１ｅｎｄｈｔｌｔｓｇｔｈａｉｃｐｌｎｗｅｈｅｅｔｌａｙｉｎｖｒｆａｉｎｉｇｖｎ，ａｄｉｎａｓｈｍｏｅｏｈｐｏｏｏ．ＴｈｃｒｅｔｓｏｈｐｏｏｏｉｐｏｅｂｈｍｏｅｃｅｋｎｔｏＮｕＭＶ．ｌｏｔｅｄｌｆｔｅｒｔｃ１ｅｏｒｃｎｅｓｆｔｅｒｔｃｌｓｒｖｄｙｔｅｄｌｈｃｉｇｏｌＳ
ｃｈｒｎｅｐｏｏｏ．ＪｕｎｌｏｏｔｅｓｏｍｐｔｒＳｉｎｅａｄＴｃｎｌｇｏｅｅｃｒｔｃ１ｏｒａｆＦｒｎｉｒｆＣｏｕｅｃｅｃｎｅｈｏｏｙ。２０。（：４－５．０８２５）５５５２
ＤＯＩ１．７８ｊｓｎ１７ — ４１．０８０．１：３７／．ｓ．６３９２０．５００ｉ８０
一
种基于广播的ｃｃｅａｈ一致性协议的设计和验证
李俊＋袁爱东，剑刚，高

Cache一致性协议之MESI

Cache⼀致性协议之MESI转⾃：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)。

(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。

多Cache一致性目录协议监听协议

多Cache一致性目录协议监听协议协议名称：多Cache一致性目录协议监听协议1. 背景多Cache一致性目录协议（Multi-Cache Coherence Directory Protocol）是一种用于保持多个缓存一致性的协议。

该协议的监听机制起到了重要的作用，用于监控和维护缓存之间的一致性。

2. 监听协议的目的本协议旨在定义多Cache一致性目录协议的监听机制，确保缓存之间的一致性能够得到有效的维护和管理。

3. 监听协议的要求3.1 监听器的注册在多Cache一致性目录协议中，每个缓存都需要注册一个监听器。

监听器的注册需包括缓存的唯一标识符、监听器的唯一标识符等信息。

3.2 监听器的通信监听器之间通过通信机制进行信息交换。

通信机制可以采用共享内存、消息队列等方式。

监听器之间的通信需保证可靠性和实时性。

3.3 监听器的事件处理监听器需要处理多种事件，包括缓存的读取、写入、失效等。

对于不同的事件，监听器需要采取相应的行动，如更新缓存的状态、维护目录表等。

3.4 监听器的一致性维护监听器需要监测缓存之间的一致性，并采取相应的措施来维护一致性。

例如，在发生缓存写入事件时，监听器需要通知其他缓存更新相应的数据。

4. 监听协议的实现4.1 监听器的初始化每个缓存在启动时需要初始化监听器。

初始化过程中，监听器需要获取目录表的信息，并根据需要建立与其他缓存的通信连接。

4.2 监听器的事件处理监听器需要实现事件处理的逻辑。

对于不同的事件，监听器需要根据协议规定的行为来响应。

例如，在发生缓存写入事件时，监听器需要更新目录表中相应的条目。

4.3 监听器的一致性检查监听器需要定期进行一致性检查，以确保缓存之间的数据一致性。

一致性检查可以通过比对目录表和缓存数据来实现。

4.4 监听器的错误处理监听器需要处理各种错误情况，如通信故障、数据不一致等。

对于通信故障，监听器需要尝试重新建立连接；对于数据不一致，监听器需要采取相应的纠正措施。

cache一致性问题和解决方法

cache一致性问题和解决方法作者辽宁工程技术大学摘要高速缓冲存储器一致性问题是指高速缓冲存储器中的数据必须与内存中的数据保持同步(一致) 。

多核处理器将一个以上的计算内核集成在一个处理器中，通过多个核心的并行计算技术，增强处理器计算性能。

单片多处理器结构(CMP—ChipMultiprocessor)又是该领域中备受关注的问题。

本文简要论述了CMP的多级Cache存储结构，多级结构引起了Cache一致性问题，一致性协议的选取对CMP系统的性能有重要影响。

使用何种Cache一致性模型以及它的设计方案是本文重点研究的内容。

关键词：CMP；Cache一致性；存储器；协议；替换策略Cache consistency problem and solving methodAbstract Cache consistency refers to the data in the cache memory must be synchronized with the data in memory (the same).Multi·core processor was the integration of multiple computing cores on a single processoL which improved processor computing ability through the parallelcomputing Technology of multi-coreprocessors．Single chip multi-processorarchitecture(CMP-ChipMulfiprocessor)was hot spots in this area．The CMPmulti-level Cache storage structure was briefly discussed in this paper,which led to Cache coherence problem，the selection of consistency protocol had a major impact on the performance of the CMP system．The selection of model of theCache Coherence and methods of its design will have a significant impact ofoverall design and development of CMPKey words：CMP Cache; consistency; memory; protocol; replacement strategy1引言在过去的二十年中，计算机处理器设计工艺和处理器体系结构发展迅速，计算机也能够完成所赋予它的大部分任务。

多Cache一致性目录协议监听协议

多Cache一致性目录协议监听协议协议名称：多Cache一致性目录协议监听协议一、引言多Cache一致性目录协议监听协议（以下简称“监听协议”）是为了实现多Cache一致性目录协议的有效监控和管理而制定的。

该协议旨在确保多Cache系统中各个Cache之间的一致性，并提供数据一致性的可靠性和高效性。

二、定义1. 多Cache一致性目录协议（以下简称“一致性协议”）：用于维护多Cache系统中各个Cache之间数据的一致性的协议。

2. 监听协议：用于监听和管理多Cache系统中一致性协议的协议。

三、目标监听协议的目标是：1. 监听和记录一致性协议的执行过程，确保一致性协议的正确性和有效性。

2. 监控和管理一致性协议的执行结果，及时发现和解决一致性协议中的问题。

3. 提供一致性协议的性能评估和优化建议，提高多Cache系统的性能和可靠性。

四、工作原理1. 监听器部署：在多Cache系统中的每个Cache节点上部署监听器，用于监听一致性协议的执行过程。

2. 监听器功能：a) 监听一致性协议的消息传递过程，包括请求、响应和通知等。

b) 记录一致性协议的执行日志，包括时间戳、操作类型、源节点和目标节点等信息。

c) 检测一致性协议中的错误和异常情况，并及时报警或通知相关人员。

d) 收集一致性协议的执行结果和性能数据，用于分析和优化。

3. 监听器管理：a) 监听器的启停由管理员控制，确保监听器的正常运行和及时维护。

b) 监听器的配置和参数调整由管理员负责，根据需要进行调整和优化。

五、协议执行1. 监听器启动：a) 管理员通过指定命令或界面启动监听器。

b) 监听器启动后，开始监听一致性协议的执行过程。

2. 监听器数据收集：a) 监听器接收一致性协议的消息，并记录到执行日志中。

b) 监听器根据执行日志，统计一致性协议的执行结果和性能数据。

3. 监听器错误检测：a) 监听器检测一致性协议中的错误和异常情况，如消息丢失、超时等。

多Cache一致性目录协议监听协议

多Cache一致性目录协议监听协议协议名称：多Cache一致性目录协议监听协议1. 引言本协议旨在定义多Cache一致性目录协议（Multi-Cache Coherence Directory Protocol）的监听协议，以确保多个Cache之间的数据一致性和协同操作。

监听协议是指在多Cache系统中，各个Cache之间通过监听其他Cache的操作来实现一致性目录的更新和维护。

2. 监听协议的目的监听协议的目的是确保多Cache系统中的一致性目录能够及时更新，并保持一致性。

通过监听其他Cache的操作，可以实现以下目标：- 检测其他Cache的读写操作，以更新一致性目录中的数据状态- 监听其他Cache的写入操作，以更新本地Cache中的数据- 同步各个Cache之间的数据，保持数据的一致性3. 监听协议的基本原则本监听协议遵循以下基本原则：- 监听是异步的，各个Cache之间通过消息传递来实现监听- 监听的优先级是有序的，按照一定的优先级顺序处理监听消息- 监听的粒度是细粒度的，即对于每个数据块都进行监听- 监听的操作是可配置的，可以根据具体需求配置监听的操作类型（读、写、失效等）4. 监听协议的实现步骤本监听协议的实现步骤如下：4.1 注册监听每个Cache在加入多Cache系统时，需要向一致性目录注册自己，并申请监听其他Cache的权限。

注册时需要提供Cache的唯一标识符和监听权限的配置信息。

4.2 监听消息的传递4.2.1 监听消息的格式监听消息的格式包括：消息类型、源Cache标识符、目标Cache标识符、数据块地址等信息。

消息类型包括读请求、写请求、失效请求等。

4.2.2 监听消息的传递方式监听消息通过消息传递机制在各个Cache之间传递。

可以使用广播、点对点等方式传递消息，具体方式根据系统需求进行配置。

4.3 监听消息的处理4.3.1 监听消息的接收与解析每个Cache需要实现监听消息的接收和解析功能，根据接收到的消息类型进行相应的处理。

cache 的mesi协议

cache 的mesi协议【最新版】目录一、MESI 协议的概念与作用二、MESI 协议的类型三、MESI 协议的具体内容四、MESI 协议的优点与应用正文一、MESI 协议的概念与作用MESI 协议，全称为 Write-Once 总线监听协议，是一种用于管理计算机系统中 Cache 一致性的协议。

在现代计算机系统中，由于多个 Cache 的存在，如何保证各个 Cache 之间的数据一致性成为了一个重要的问题。

MESI 协议通过规定 Cache 的行为，解决了这个问题，保证了 Cache 的一致性。

二、MESI 协议的类型MESI 协议主要有两大类，分别是监听协议和目录协议。

1.监听协议：每个 Cache 被监听监听其他 Cache 的总线活动。

这种协议下，每个 Cache 都可以观察到其他 Cache 的数据变化，从而实现一致性。

2.目录协议：全局统一管理 Cache 状态。

这种协议下，系统中有一个专门的目录 Cache，负责管理所有 Cache 的状态，其他 Cache 只需根据目录 Cache 的指示进行操作即可。

三、MESI 协议的具体内容MESI 协议的核心思想是“写一次，读多次”。

具体来说，当一个 Cache需要修改数据时，它首先将数据写入自己的缓存，然后向其他 Cache 发送通知，让其他 Cache 也修改相应的数据。

这个过程分为以下几个步骤：1.Write-Once：每个 Cache 在接收到数据写入请求时，只会将数据写入一次，不会覆盖已有的数据。

2.Update：当 Cache 中的数据被修改后，Cache 会将修改后的数据通知给其他 Cache，让其他 Cache 也进行相应的修改。

3.Response：其他 Cache 在接收到通知后，会根据通知进行数据修改。

4.Invalidate：当 Cache 中的数据被证明是无效的时，Cache 会立即将该数据标记为无效，不再使用。

缓存一致性问题（CacheCoherency）

缓存⼀致性问题（CacheCoherency）引⾔现在越来越多的系统都会⽤到缓存，只要使⽤缓存就可能涉及到缓存数据与数据库数据之间双写双存储，只要双写就会遇到数据⼀致性的问题，除⾮只有⼀个数据库服务器，数据⼀致性问题也就不存在了。

缓存的作⽤ 1. 临时存储，⽤于提⾼数据查询速度。

⽐如CPU的L1⾼速缓存和L2⾼速缓存，缓存主要是为CPU和内存提供⼀个⾼速的数据缓存区域。

CPU读取数据的百顺序是:先在缓存中寻找,找到后就直接进⾏读取,如果未能找到,才从主内存中进⾏读取。

2. 降低系统反应时间，提⾼并发能⼒。

数据⼀致性的问题的原因主要是由于两次操作时间不同步导致的数据⼀致性问题。

⽐如Mysql主从复制到时候，master数据在同步slave给数据到过程中会有数据不⼀致的时刻。

如何保证缓存与数据库双写⼀致性⼀. 缓存与数据库读写模式（Cache aside pattern）分两种情况，读数据和写数据（更新） 1. 读数据：读数据时候先读取缓存，如果缓存没有（miss hit）就读取数据库，然后在从数据库中取出数据并添加到缓存中，最后在返回数据给客户端。

2. 更新数据: 先更新数据库数据在删除缓存（也有⼈认为先删除缓存在更新数据库）。

那么为什么在更新数据库同时在删除缓存呢？这⾥主要考虑⼏个点： 1）缓存懒加载。

有些缓存出来的数据是应⽤在⽐较复杂的场景中，这些缓存存在的时候，不是简单的从数据库取出数据，⽐如更新了数据表中某个字段的值，有⼀条缓存数据值是这个字段的值与另外多个表中字段的值进⾏计算后的结果，当每次该字段被更新的时候都要与其他表多个字段去运算然后得到这个缓存数据，所以这样场景下更新缓存的代价很⾼。

所以要不要实时更新缓存视具体情况来定，⽐如这个字段⼀分钟内修改60次，那么跟该字段相关缓存也跟着要计算60次，但是该缓存⼀分钟内只被访问1次，当缓存真正被访问的时候在进⾏计算，这⼀分钟内缓存只计算了⼀次，开销就⼤幅减少。

缓存一致性协议

缓存一致性协议缓存一致性协议是指在分布式系统中，为了保证数据在不同节点上的一致性而采取的一种协议。

在分布式系统中，数据通常会被缓存在不同的节点上，为了提高数据访问的速度和效率。

然而，由于数据的复制和缓存，可能会导致数据的一致性问题，即不同节点上的数据可能不一致。

因此，需要采取一定的协议来保证数据的一致性。

缓存一致性协议的核心思想是通过一定的机制来保证数据在不同节点上的一致性。

常见的缓存一致性协议包括写回策略、写透传策略和写失效策略等。

这些策略在不同的场景下有不同的应用，可以有效地保证数据的一致性。

在实际的系统设计中，缓存一致性协议扮演着非常重要的角色。

它可以有效地提高系统的性能和可靠性，同时也可以减少数据一致性引发的问题。

因此，了解和应用缓存一致性协议对于系统设计和优化是非常重要的。

在使用缓存一致性协议时，需要考虑一些重要的因素。

首先，需要考虑数据的访问模式和数据的一致性要求。

不同的数据访问模式和一致性要求可能需要采用不同的缓存一致性协议。

其次，需要考虑系统的性能和可靠性。

不同的缓存一致性协议对系统的性能和可靠性会有不同的影响，需要根据实际情况进行权衡和选择。

另外，还需要考虑系统的扩展性和容错性。

在分布式系统中，系统的扩展性和容错性是非常重要的，需要考虑缓存一致性协议对系统扩展性和容错性的影响，以确保系统能够稳定可靠地运行。

总的来说，缓存一致性协议是分布式系统设计中非常重要的一部分。

它可以有效地提高系统的性能和可靠性，同时也可以减少数据一致性引发的问题。

在实际的系统设计和优化中，需要根据实际情况选择合适的缓存一致性协议，并考虑其对系统性能、可靠性、扩展性和容错性的影响，以确保系统能够稳定可靠地运行。

cache 的mesi协议

cache 的mesi协议【最新版】目录一、MESI 协议的概述二、MESI 协议的工作原理三、MESI 协议的优点与应用正文一、MESI 协议的概述MESI（Modified, Exclusive, Shared, Invalid）协议，即写一次总线监听协议，是一种用于维护 Cache 一致性的协议。

在计算机系统中，Cache 一致性是指多个 Cache（缓存）之间的数据一致性问题。

当多个处理器访问同一个数据时，需要确保各个处理器所访问的数据是一致的。

MESI 协议就是在这样的背景下应运而生的。

二、MESI 协议的工作原理MESI 协议的核心思想是让每个 Cache（缓存）监听其他 Cache（缓存）的总线活动，以达到数据一致性的目的。

MESI 协议的工作过程可以分为以下几个步骤：1.写入（Write）：当一个处理器向 Cache（缓存）写入数据时，该数据会被标记为“Modified（修改）”状态。

此时，该处理器会向其他处理器发送写入请求，要求其他处理器也将其 Cache（缓存）中的相应数据标记为“Modified（修改）”。

2.独占（Exclusive）：在数据被标记为“Modified（修改）”后，该数据在一段时间内只能被对应的处理器访问和修改。

其他处理器在此期间不能对该数据进行访问和修改，以确保数据的一致性。

3.共享（Shared）：在独占期结束后，该数据会被标记为“Shared（共享）”状态。

此时，其他处理器可以访问和修改该数据，但需要遵循一定的协议规定，例如在修改数据时需要向其他处理器发送写入请求。

4.无效（Invalid）：当数据在一段时间内未被访问时，该数据会被标记为“Invalid（无效）”状态。

此时，该数据可以被重新写入或删除。

三、MESI 协议的优点与应用MESI 协议的优点主要体现在以下几个方面：1.简单易懂：MESI 协议的工作原理相对简单，容易理解和实现。

2.高效性：MESI 协议能够保证 Cache（缓存）之间的数据一致性，减少因为数据不一致导致的处理器执行错误。

多Cache一致性目录协议监听协议

多Cache一致性目录协议监听协议协议名称：多Cache一致性目录协议监听协议1. 引言本协议旨在定义多Cache一致性目录协议（Multi-Cache Coherence Directory Protocol）的监听机制，以确保多个Cache之间的数据一致性。

2. 监听协议概述2.1 监听目的本监听协议的目的是实现多Cache一致性目录协议中的监听机制，以确保Cache之间的数据一致性和正确性。

2.2 监听参与方本监听协议涉及的参与方包括：- Cache节点：存储数据的缓存节点。

- 目录节点：维护数据的一致性目录的节点。

2.3 监听原则本监听协议遵循以下原则：- Cache节点必须监听目录节点的变化，以获取最新的数据状态。

- 目录节点必须监听Cache节点的操作，以维护一致性目录的正确性。

3. 监听协议详述3.1 Cache节点的监听Cache节点必须监听目录节点的变化，以确保数据的一致性和正确性。

具体监听过程如下：- 当目录节点接收到来自其他Cache节点的写请求时，目录节点将更新一致性目录，并向所有Cache节点发送更新通知。

- Cache节点接收到目录节点的更新通知后，将更新本地存储的数据状态，并执行相应的操作，以保持数据一致性。

3.2 目录节点的监听目录节点必须监听Cache节点的操作，以维护一致性目录的正确性。

具体监听过程如下：- 当Cache节点执行写操作时，Cache节点将向目录节点发送写请求。

- 目录节点接收到Cache节点的写请求后，将更新一致性目录，并向所有Cache节点发送更新通知。

4. 监听协议的通信机制4.1 目录节点与Cache节点的通信目录节点与Cache节点之间的通信可以采用以下机制之一：- 基于消息队列：目录节点和Cache节点之间通过消息队列进行通信，目录节点将更新通知和写请求发布到消息队列，Cache节点订阅消息队列以接收更新通知和写请求。

- 基于事件驱动：目录节点和Cache节点之间通过事件驱动机制进行通信，目录节点将更新通知和写请求作为事件触发，Cache节点注册相应的事件处理程序以接收更新通知和写请求。

多Cache一致性目录协议监听协议

多Cache一致性目录协议监听协议协议名称：多Cache一致性目录协议监听协议1. 引言本协议旨在定义多Cache一致性目录协议的监听机制，确保在多Cache系统中对共享数据进行访问时的一致性和正确性。

2. 监听协议概述2.1 监听协议的目的监听协议的目的是为了实现多Cache一致性目录协议中的监听功能，确保在多个Cache之间对共享数据的修改和访问进行同步和协调。

2.2 监听协议的参与方本协议涉及的参与方包括：- Cache节点：即多Cache系统中的各个缓存节点，负责存储和处理数据。

- 目录节点：负责维护共享数据的目录信息，记录数据的拥有者和副本位置等信息。

3. 监听协议详述3.1 监听机制3.1.1 监听事件监听协议中定义了以下事件：- 数据修改事件：当某个Cache节点修改了共享数据时，触发该事件。

- 数据访问事件：当某个Cache节点访问了共享数据时，触发该事件。

3.1.2 监听操作监听协议中定义了以下操作：- 数据修改监听操作：当一个Cache节点修改了共享数据时，它需要向目录节点发送数据修改请求，并等待目录节点的响应。

- 数据访问监听操作：当一个Cache节点访问共享数据时，它需要向目录节点发送数据访问请求，并等待目录节点的响应。

3.2 监听协议流程3.2.1 数据修改监听流程以下是数据修改监听的流程：1. Cache节点A修改共享数据。

2. Cache节点A向目录节点发送数据修改请求，包括修改的数据内容和相关信息。

3. 目录节点接收到数据修改请求后，检查目录信息，确定数据的拥有者和副本位置。

4. 目录节点将数据修改请求转发给数据的拥有者和副本位置的Cache节点。

5. 数据的拥有者和副本位置的Cache节点接收到数据修改请求后，对数据进行更新。

6. 数据的拥有者和副本位置的Cache节点向目录节点发送数据修改完成的通知。

7. 目录节点接收到数据修改完成的通知后，向Cache节点A发送修改完成的响应。

Cache一致性

Cache⼀致性
Cache 的⼀致性特性
即使内存区域满⾜了cache的使⽤条件，要正确的使⽤cache，仍然可能会碰到cache⼀致性的问题，由于cache会使得某⼀确定的时
刻，cpu看到的储存内容和内存中的实际内容不⼀致，如果仅仅只是CPU来操作这⽚区域，这不会产⽣任何问题，担当有其他外设也参与读写的时候，就会产⽣以下两种情况的cache⼀致性问题。

1、储存位置被其它外设修改
以⽹卡为例，⽹卡会将接收到的数据包写⼊到指定的内存中（A处地址），⽽如果此内存带cache，且cache中刚刚存A处地址内存的缓存，此时，CPU访问这段内存的时候cache并不知道这段内存已经被⽹卡更新，CPU获得的数据还是cache中缓存的内容，也就是说获取的不是最新数据包的内容。

2、外设需要看到CPU对某块区域储存的修改
以⽹卡发送为例，CPU将要发送的数据包写⼊指定的内存，然后通知⽹卡将此内存中的数据发送出去，如果此内存带cache，CPU写⼊到此内存的数据可能还停留在cache中，内存的数据还未更新，⽹卡就发送了错误的数据。

确保Cache⼀致性的操作
对应于产⽣cache⼀致性问题的两种情况，确保cache⼀致性的操作主要有：
1、cache ⽆效：cache⽆效是将cache中指定的区域的缓存标记为⽆效，当CPU再次访问这个区域时，将强制cache从这个区域重新缓存数据。

2、cache 刷新：cache刷新时指⽴即将cache中指定区域的内容写⼊到内存。

计算机组成原理cache论文缓存一致性的解决方案大学论文

缓存一致性的解决方案摘要：随着计算机技术的飞速发展，CPU时计算机组成的核心部分，提高CPU的性能一直是一个很重要的课题，所以CPU从单核提高到多核，但是总会有一些技术上的难题需要解决，这其中，Cache的一致性问题的解决就推动计算机多核的发展，解决一致性人们提出了一些协议，这其中比较好的解决方案是MESI协议，MESI协议通过监视机制，实时监视总系的事务，当修改某一缓存时，通过通知其它同样持有同一内容的缓存来保持缓存的一致性。

这一协议是目前比较好的解决缓存一致性问题的解决方案，本篇文章就这一经典协议做了分析与总结。

关键词：缓存一致性窥探协议引言现代的CPU上，大部分都需要通过缓存来进行内存访问，由于物理架构的原因，CPU没有管脚直接连到内存，所以CPU的读/写（以及取指令）单元正常情况下不能进行直接内存访问。

相反，CPU和一级缓存通讯，而一级缓存才能和内存通讯。

而现在又大多有了二级缓存，甚至三级缓存。

缓存是分段（line）的，即下文要用的“缓存段”（cache line），当我们提到”缓存段”的时候，就是指一段和缓存大小对齐的内存，而不关心里面的内容是否真正被缓存进去。

当CPU看到一条读内存指令时，它会把内存地址传递给一级数据缓存，一级数据缓存会检查它是否有这个内存地址对应的缓存段，没有的话，它会把对应的缓存段加载进来。

如果进行的是读操作，这就很简单，所有级别的缓存都遵循以下规律：在任意时刻，任意级别缓存中的缓存段的内容，等同于它关联内存中的内容。

如果进行写操作，情况就会变得复杂些，一般分为两种基本的写模式：直写（write-through）和回写（write-back）。

直写简单一点：透过缓存，直接把数据写到下一级内存中，如果对应的段被缓存了，就更新缓存中的内容，同样遵循前面的定律：缓存中的段永远和它关联内存的内容匹配。

回写相对复杂一些，回写模式下不会立即把数据传递给下一级，而是仅仅修改本级缓存中的内容，并将其标记为“脏段”，“脏段”会在触发回写，就是将缓存段中的内容传递给下一级，然后脏段又变干净了，即当一个脏段被丢弃了，总是要进行一次回写，在回写模式中，去掉了“任意时刻”这个修饰词，而是以相对弱化的条件代替它：缓存段干净时，缓存段的内容和内存一致；缓存段是脏段时，缓存段中的内容最终要回写到内存中，也就是说可以允许关联内存不和缓存内容同步，但最终要同步。

Cache的一致性问题

Cache的⼀致性问题Cache中的内容是主存中的副本。

访问数据是先访问Cache，Cache中没有再看主存中有没有。

当对cache中的内容更新时，就会存在cache和主存如何保持数据⼀致的问题。

此外，下列问题也会导致cache⼀致性问题。

多个设备都允许访问主存时，cache中的内容被cpu修改，⽽主存中的没有，同时该内容需要写⼊磁盘，此时从内存写⼊到磁盘的数据和cache(希望的数据)不⼀样。

当多个CPU都有各⾃的cache⽽共享主存时，若有⼀个cpu修改了⾃⾝cache中的内容，则对应的主存块和其他cpu中对应的cache⾏的内容都变为⽆效（共享数据，数据更改了，未及时更改的那些数据都没⽤了）Cache⼀致性问题的关键是处理好写操作。

全写法对写命中，写未命中的解释：cache的写命中和写未命中，就是磁盘或者内存上的存储区域之前有没有写过数据。

如果有，这次再写到相同的区域叫写命中；如果写到其他区域，叫写未命中。

写操作时，若写命中，则同时写cache和主存；若写不命中，则有以下两种⽅式。

写分配法：先更新主存中的数据，再将更新后的主存块装⼊到cache中。

可重复利⽤程序的局部性原理。

⾮写分配法：仅更新主存中数据不写⼊cache，可减少读⼊主存块的时间，但是没有很好地利⽤程序地局部性原理。

为减少写主存地开⼼，通常再cache和主存之间加⼀个写缓冲，写⼊cache时也写⼊缓冲中，然后由存储控制器将写缓冲中的数据写⼊主存。

（写缓冲的读取速度很快，远远⾼于对主存的读取速度）回写法CPU执⾏写操作时，若写命中，则信息只写⼊cache不写⼊主存；若写不命中，则在cache中分配⼀⾏，将主存块调⼊该cache⾏中并更新相应单元的内容。

该⽅式下，写不命中时通常采⽤写分配法进⾏写操作。

我个⼈理解，写命中就是这个数据在cahce和内存⾥，但是内容不对需要更新。

写未命中就是，这个数据不在内存，也不在cache，需要申请⼀块新的空间存放它。

CacheCoherence文献综述

Cache Coherence文献综述文献阅读背景如何选择高速缓存一致性的解决方案一直以来都是设计共享存储器体系结构的关键问题。

相对于维护高速缓存一致性而言，数据的传输也显得简单了。

高速缓存一致性协议致力于保证每个处理器的数据一致性。

一致性通常是在高速缓存总线或者网线上得到保证。

高速缓存的缺失可以从内存中得到数据，除非有些系统（处理器或者输入输出控制器）设备修改了高速缓存总线。

为了进行写操作，该处理器必须进行状态的转换，通常是转换为独占的状态，而总线上其他的系统设备都必须将他们的数据无效化，目前该数据块的拥有者就成为了数据来源。

因此，当其他设备提出需要此数据块时，该数据块的拥有者，而不是内存，就必须提供数据。

只有当该数据块的拥有者必须腾出空间用以存放其他的数据时，才将最新的数据重新写回内存中。

当然，在这方面，各种协议也有区别，上文所诉只是最基本的一些解决方案1。

并且，协议也包括基于硬件的以及基于软件的协议两个种类。

也有写无效和写更新的区别。

下面概述性地介绍下体系结构中所采用的两种主要的一致性方案：监听式（也称广播式）协议：所有的地址都送往所有的系统设备中。

每个设备在本地缓存中检查（监听）高速缓存总线的状态，系统在几个时钟周期后决定了全局的监听结果。

广播式协议提供了最低的可能延迟，尤其当缓存之间的传输是基本的传输方式。

监听式协议传输数据的带宽也是有一定限制的，通常被限制在：带宽＝缓存总线带宽×总线时钟周期/每次监听的时钟周期数。

这将在下文中详细提到。

目录式（也称点对点式）协议：每个地址都被送往系统设备中对缓存数据感兴趣的那些设备。

物理存储器的共享状态放在一个地点，称之为目录。

目录式一致性的开销更大，尤其在延时等方面，因为协议本身的复杂性。

但是整体的带宽可以比监听式协议高很多，往往应用于比较大型的系统，最主要的应用是分布式系统。

这将在下文详细提到。

缓存一致性涉及的体系结构主要有如下几种：第一种类型是集中式存储体系结构，也称作为对称（共享存储器）多处理器系统（SMPs），这种体系结构也称为均匀存储器访问（UMA），这是因为所有的处理器访问存储器都有相同的时延。