MSI cache一致性協議

按照高速緩存的寫策略的不一樣，有寫直達和寫回WB兩種高速緩存：

1．  寫直達高速緩存：一旦高速緩存中的一個字被修改，則在主存中要當即修改

2．  寫回高速緩存： 並非當即寫回，而是當被修改的字從高速緩存中被替換或清除時，才真正修改主存

在偵聽協議的設計中，主要有兩種設計選擇：一是寫直達高速緩存仍是寫回高速緩存，二是寫無效WI，仍是寫更新WU協議

 

MSI協議

三態寫回無效MSI（modified，shared，invalid）

狀態

1．  無效I狀態：

2．  共享S狀態：它意味着該塊在高速緩存中未被修改過，主存中是最新的，在其餘高速緩存中可能有也可能沒有該塊的拷貝

3．  修改M狀態：它意味着只有該高速緩存中有該塊的最新拷貝，主存中的拷貝是過期的，在其餘高速緩存中沒有該塊的有效拷貝。

 

事件：

高速緩存一致性協議中，每一個高速緩存控制器接收兩方面的輸入：

1．  處理器發出的請求： 處理器讀PrRd 處理器寫PrWr

2．  總線上偵聽到的事務:總線讀BusRd、總線互斥讀BusRdx、總線寫回BusWB

總線讀BusRd：高速緩存控制器將地址放到總線上，請求一個數據塊，由主存或者Cache提供數據。

總線互斥讀：請求數據塊，該目的是要修改該數據塊，而且本身獨佔，其餘cache都無效。

總線寫回BusWB：cache將數據塊寫入內存

 

爲了支持上面的事件，高速緩存控制器又提供了一種新事件：FLUSH，目的是爲了響應出如今總線上的事務，並能把該事務所請求的塊從緩存中cache直接放到總線上，而不是經過內存再傳進數據。

 

  

 

  

 

上圖中A/B表示高速緩存控制器觀察到事件A發生了，或者說因爲事件A致使了該轉換的發生，除了發生狀態轉換外，還要產生一個動做B；「-」表示空動做，Flush動做表示由高速緩存來請求塊到總線上。

 

無效狀態：

1．  當有處理器讀PrRd事件時，就會發生cache miss這樣就會裝入新數據，但此時其餘的cache可能有也可能沒有，因此進入S狀態，固然須要總線讀事件的支持，因此觸發總線讀事件BusRd

2．  當有處理器寫PrWr事件時，會致使cache miss，調用總線互斥讀BusRdX事件（目的是告訴其餘cache我要修改這個cache,大家先都無效掉），把要寫入的數據裝入cache(這是因爲採用寫直達且不分配策略)，而後再修改，這時就會進入M狀態

 

共享狀態：

1．  當有處理器讀PrRd事件時，由於數據就在本cache內且是最新的因此直接命中，仍是S狀態。

2．  當有處理器寫PrWr事件時，調用總線互斥讀BusRdX事件（目的是告訴其餘cache我要修改這個cache,大家先都無效掉），當更新數據後，須要進入M狀態，告知這是最新的數據，主存中的數據也是過期的。

3．  當接收到總線上有讀BusRd的事件時，當在共享態接受到別人的總線讀信息時，與我無關，因此仍是S狀態。

4．  當接收到總線上有互斥讀BusRdX的事件時，我知道你要當老大了，因此我也只能遵從你的安排，把本身無效掉。進入I狀態

 

修改過狀態

1．  當有處理器讀PrRd事件時，由於爲讀事件，且M表明當前cache的數據是要比其餘的新，因此直接命中，不影響其餘cache。因此進入M狀態

2．  當有處理器寫PrWr事件時，一樣也是由於當前cache是最新的，因此直接更新寫，對其餘cache不產生影響，因此仍是進入M狀態。

3．  當接收到總線上有讀BusRd的事件時，由於如今我在M狀態，個人數據是最新的，因此固然由我提供數據，因此產生FLUSH事件，最後進入S狀態。

4．  當接收到總線上有互斥讀BusRdX的事件時，由於你告訴我只能你當老大，沒辦法我只能讓出，可是讓出前我須要把玉璽交出來，因此先FLUSH，而後進入了無效I狀態讓你當老大。