多处理器系统MESI cache一致性协议.doc

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1、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-

2、-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

3、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

4、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

5、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

6、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

7、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。