深刻淺出計算機組成原理學習筆記：第三十九講

1、緩存一致性問題指的是什麼

在這兩個CPU核內心，1號核心要寫一個數據到內存裏。這個怎麼理解呢？我拿一個例子來給你解釋。

比方說，iPhone降價了，咱們要把iPhone最新的價格更新到內存裏。爲了性能問題，它採用了上一講咱們說的寫回策略，

 

一、先把數據寫入到L2 Cache裏面，而後把Cache Block標記成髒的。這個時候，數據其實並無被同步到L3 Cache或者主內存裏

二、1號核心但願在這個Cache Block要被交換出去的時候，數據才寫入到主內存裏。

三、若是咱們的CPU只有1號核心這一個CPU核，那這實際上是沒有問題的。不過，咱們旁邊還有一個2號核心呢！

四、這個時候，2號核心嘗試從內存裏面去讀取iPhone的價格，結果讀到的是一個錯誤的價格。這是由於，iPhone的價格剛剛被1號核心更新過。
可是這個更新的信息，只出如今1號核心的L2 Cache裏，而沒有出如今2號核心的L2 Cache或者主內存裏面。

這個問題，就是所謂的緩存一致性問題，1號核心和2號核心的緩存，在這個時候是不一致的。

2、寫傳播

爲了解決這個緩存不一致的問題，咱們就須要有一種機制，來同步兩個不一樣核內心面的緩存數據。那這樣的機制須要知足什麼條件呢？我以爲可以作到下面兩點就是合理的。

第一點叫 寫傳播（Write Propagation）。寫傳播是說，在一個CPU核內心，咱們的Cache數據更新，必須可以傳播到其餘的對應節點的Cache Line裏。

既然咱們數據寫完了，天然要同步到其餘CPU核的Cache裏

3、事務的串行化

第二點叫 事務的串行化（Transaction Serialization），事務串行化是說，咱們在一個CPU核內心面的讀取和寫入，在其餘的節點看起來，順序是同樣的。

咱們還拿剛纔修改iPhone的價格來解釋。這一次，咱們找一個有4個核心的CPU。1號核心呢，先把iPhone的價格改爲了5000塊。差很少在同一個時間，2號核心把iPhone的價格改爲了

這裏兩個修改，都會傳播到3號核心和4號核心差很少在同一個時間，2號核心把iPhone的價格改爲了6000塊。

 

一、然而這裏有個問題，3號核心先收到了2號核心的寫傳播，再收到1號核心的寫傳播。因此3號核心看到的iPhone價格是先變成了6000塊，再變成了5000塊。
二、而4號核心呢，是反過來的，先看到變成了5000塊，再變成6000塊。雖然寫傳播是作到了，可是各個Cache裏面的數據，是不一致的。

事實上，咱們須要的是，從1號到4號核心，都能看到相同順序的數據變化。好比說，都是先變成了5000塊，再變成了6000塊。這樣，咱們才能稱之爲實現了事務的串行化。

事務的串行化，不只僅是緩存一致性中所必須的。好比，咱們平時所用到的系統當中，最須要保障事務串行的就是數據庫。多個不一樣的鏈接去訪問數據庫的時候，
化咱們必須保障事務的串行化，作不到事務的串行化的數據庫，根本無法做爲可靠的商業數據庫來使用。

而在CPU Cache裏作到事務串行化，須要作到兩點：

一、是一個CPU核心對於數據的操做，須要同步通訊給到其餘CPU核心。
二、若是兩個CPU核內心有同一個數據的Cache，那麼對於這個Cache數據的更新，須要有一個「鎖」的概念。只有拿到了對應Cache Block的「鎖」以後，才能進行對應的數據更新。

接下來，咱們就看看實現了這兩個機制的MESI協議。

4、總線嗅探

要解決緩存一致性問題，首先要解決的是多個CPU核心之間的數據傳播問題。最多見的一種解決方案呢，叫做 總線嗅探（Bus Snooping）。
這個名字聽起來，你多半會很陌生，可是其實特很好理解。

這個策略，本質上就是把全部的讀寫請求都經過總線（Bus）廣播給全部的CPU核心，而後讓各個核心去「嗅探」這些請求，再根據本地的狀況進行響應。

總線自己就是一個特別適合廣播進行數據傳輸的機制，因此總線嗅探這個辦法也是咱們平常使用的IntelCPU進行緩存一致性處理的解決方案。
關於總線這個知識點，咱們會放在後面的I/O部分更深刻地進行講解，這裏你只須要了解就能夠了。

5、寫失效協議

基於總線嗅探機制，其實還能夠分紅不少種不一樣的緩存一致性協議。不過其中最經常使用的，就是今天咱們要講
的MESI協議。和不少現代的CPU技術同樣，MESI協議也是在Pentium時代，被引入到Intel CPU中的。

 

MESI協議，是一種叫做 寫失效（Write Invalidate）的協議。在寫失效協議裏：

一、只有一個CPU核心負責寫入數據，
二、其餘的核心，只是同步讀取到這個寫入。在這個CPU核心寫入Cache以後，它會去廣播一個「失效」請求告訴全部其餘的CPU核心。
三、其餘的CPU核心，只是去判斷本身是否也有一個「失效」版本的CacheBlock，而後把這個也標記成失效的就行了。

6、寫廣播協議

相對於寫失效協議，還有一種叫做 寫廣播（Write Broadcast）的協議。

 

一、一個寫入請求廣播到全部的CPU核心，同時更新各個核內心的Cache。寫廣播在實現上天然很簡單，
二、可是寫廣播須要佔用更多的總線帶寬。
　　寫失效只須要告訴其餘的CPU核心，哪個內存地址的緩存失效了，
　　可是寫廣播還須要把對應的數據傳輸給其餘CPU核心

7、Cache Line的四個不一樣的標記

作不到事務串行話的數據庫，根本無法做爲可靠的商業書庫看來使用

M：表明已修改（Modified）
E：表明獨佔（Exclusive）
S：表明共享（Shared）
I：表明已失效（Invalidated）

「已修改」和「已失效」

一、這兩個狀態比較容易理解。所謂的「已修改」，就是咱們上一講所說的「髒」的Cache Block。Cache Block裏面的內容咱們已經更新過了，
可是尚未寫回到主內存裏面。
二、而所謂的「已失效「，天然是這個Cache Block裏面的數據已經失效了，咱們不能夠相信這個Cache Block裏面的數據。

「獨佔」和「共享」這兩個狀態。

這就是MESI協議的精華所在了。不管是獨佔狀態仍是共享狀態，緩存裏面的數據都是「乾淨」的。這個「乾淨」，天然對應的是前面所說的「髒」的，也就是
說，這個時候，Cache Block裏面的數據和主內存裏面的數據是一致的。

「獨佔」和「共享」這兩個狀態的差異在哪裏呢？

這個差異就在於，在獨佔狀態下，對應的Cache Line只加載到了當前CPU核所擁有的Cache裏。其餘的CPU核，並無加載對應的數據到本身的Cache裏。這個
時候，若是要向獨佔的Cache Block寫入數據，咱們能夠自由地寫入數據，而不須要告知其餘CPU核。

在獨佔狀態下的數據

若是收到了一個來自於總線的讀取對應緩存的請求，它就會變成共享狀態。這個共享狀態是由於，這個時候，另一個CPU核心，也把對應的Cache Block，從內存裏面加載到了本身的Cache裏來。

而在共享狀態下

由於一樣的數據在多個CPU核心的Cache裏都有。因此，當咱們想要更新Cache裏面的數據的時候，不能直接修改，而是要先向全部的其餘CPU核心廣播一個請求，要求先把其餘CPU核內心面的Cache，都變成無效的狀態，而後再更新當前Cache裏面的數據。這個廣播操做，通常叫做RFO（Request
For Ownership），也就是獲取當前對應Cache Block數據的全部權。

有沒有以爲這個操做有點兒像咱們在多線程裏面用到的讀寫鎖。在共享狀態下，你們均可以並行去讀對應的數據。可是若是要寫，咱們就須要經過一個鎖，獲取當前寫入位置的全部權。

整個MESI的狀態，能夠用一個有限狀態機來表示它的狀態流轉。須要注意的是，對於不一樣狀態觸發的事件操做，可能來自於當前CPU核心，也可能來自總線裏其餘CPU核心廣播出來的信號。我把對應的狀態機流轉

圖放在了下面，你能夠對照着Wikipedia裏面MESI的內容，仔細研讀一下。

8、總結延伸

好了，關於CPU Cache的內容，咱們介紹到這裏就結束了。咱們來總結一下。這一節，咱們其實就講了兩塊兒內容，一個是緩存一致性，另外一個是MESI協議。

想要實現緩存一致性，關鍵是要知足兩點。第一個是寫傳播，也就是在一個CPU核心寫入的內容，須要傳播到其餘CPU核內心。
更重要的是第二點，保障事務的串行化，才能保障咱們的數據是真正一致的，咱們的程序在各個不一樣的核心上運行的結果也是一致的。
這個特性不只在CPU的緩存層面很重要，在數據庫層面更加劇要。

以後，我介紹了基於總線嗅探機制的MESI協議。MESI協議是一種基於寫失效的緩存一致性協議。寫失效的協議的好處是，咱們不須要在總線上傳輸數據內容，
而只須要傳輸操做信號和地址信號就行了，不會那麼佔總線帶寬。MESI協議，是已修改、獨佔、共享以及已失效這四個縮寫的合稱。獨佔和共享狀態，就好像咱們在多線程應用開發裏面的讀寫鎖機制，確保了咱們的緩存一致性。而整個MESI的狀態變動，則是根據來自本身CPU核心的請求，以及來自其餘CPU核心經過總線傳輸過來的操做信號和地址信息，進行狀態流轉的一個有限狀態機。