MESI协议分析

papaofdoudou

已于 2024-07-22 22:04:17 修改

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分类专栏： MESI 文章标签： linux MESI

于 2023-12-19 22:57:46 首次发布

本文链接：https://blog.youkuaiyun.com/tugouxp/article/details/135096318

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Cache一致性协议的实现方式为，在Cache中每一个Cache行设置一致性状态来记录该Cache行的读写状态，确保Cache行不会被多个处理器核同时修改，每个处理器核有足够信息得到本地Cache行的状态，并且在发出读写请求时，能够根据Cache行的状态进行下一步操作。

Mesi协议就是这样一个在多核处理器中保证Cache一致性的协议，它的逻辑密度非常的大，本人愚钝，几乎它的每一个状态切换都要思考很久才能理解，所以不得不尝试寻找一些工具来加速对MESI协议模型的理解，功夫不负有心人，还真被我找到了，这里共享出来，工具链接如下：

VivioJS MESI help

这个页面以动画的形式展现了MESI协议的工作原理。

页面提供了一个MESI协议的完整的状态机，有了它，我们就知道此刻在那个状态，条件是什么，下一步去那里，结合动画，大大减少了MESI协议的理解难度。图中的四个状态分别表示：

MODIFIED:M状态，该缓存行的数据只在本CPU的私有高速缓存中进行了缓存，而其他CPU中没有，是被修改过的（Dirty），即与主存中的数据不一致，且没有更新到内存中。该缓存行中的内存需要在未来的某个时间点（允许其他CPU读取主存中相应的数据之前）写回（Write Back）主存。当被写回主存之后，该缓存行的状态会变成独享状态。简单来说，处于Modified状态的缓存行数据只在本CPU中有缓存，且其数据与内存中的数据不一致，数据被修改过。

Exclusive：E状态，该缓存行的数据只在本CPU的私有高速缓存中进行了缓存，而其他CPU中没有，缓存行的数据是未被修改过的（Clean），并且与主存中的数据一致。该状态下的缓存行在任何时刻被其他CPU读取之后，其状态将变成共享状态。在本CPU修改了缓存行中的数据后，该缓存行的状态可以变成Modified状态。

Shared：S状态，该缓存行的数据可能在本CPU以及其他CPU的私有高速缓存中进行了缓存，并且各CPU私有高速缓存中的数据与主存数据一致（Clean），当有一个CPU修改该缓存行时，其他CPU中该缓存行将被作废，变成无效状态。

Invalid，I状态，该缓存行是无效的，可能有其他CPU修改了该缓存行，或者缓存行对应的变量没有被任何CPU缓存，或者本地CPU没有访问国该变量。

PR/W是针对本地CPU，BR/W针对是其它CPU，四个状态表示的是同一个CPU上的同一个CACHE LINE的状态变化。
状态描述的是本地“P”上的Cache Line的状态
如果只有一个核（也就是只有P），则MESI状态只有 E(xclusive)和M(odified).两个之间交换。不会进入Invalid和Shared。也就是说，Invalid和Shared是多核需要保证Cache一致性的情况下才会有的状态。
MESI协议中，E和M状态转换是单向的，E状态下执行本地写(PW)后会转换为M状态，并且M状态不能直接转换为E状态。它们能合并为一个状态么？答案是不能，原因如下：
1. E(独占)状态，表示数据在cache line中，不与任何其它处理器共享。其次，E状态表明缓存行是干净的，意味着从内存中读取进CACHE LINE后，数据没有修改过。处理器对缓存行有独占访问权，在缓存行被写回内存之前，没有其他处理器可以访问它。E状态用于优化读操作。当处理器读取处于E状态的缓存行时，它可以立即返回数据，而无需与其他处理器进行检查，并且本地读（PR）不会改变E状态。
2. M(修改)状态:缓存线存在于缓存中，并已被处理器修改。缓存行是脏的，这意味着它从内存中取出后已经被修改过。处理器对缓存行有独占访问权，在缓存行被写回内存之前，没有其他处理器可以访问它。M状态用于优化写操作。当处理器在M状态下写入缓存行时，它可以立即更新缓存行，而无需与其他处理器进行检查，本地写（PW）和本地读不会改变M的状态。
3. E和M状态之间的主要区别是:
  1. 脏位:在E状态下，cacheline是干净的;在M状态下，cacheline是脏的。
  2. 修改:在E状态下，cacheline没有被修改（相对于内存数据）;在M状态下，cacheline被修改（相对于内存数据）。
4. 如果要将E和M状态合并为一个状态，将失去区分干净和脏cacheline的能力。如果没有脏位，我们就不知道缓存行是否被修改过，这可能导致处理器之间的数据不一致,产生数据一致性问题。同时，如果把E状态当成M状态，需要将干净的缓存行写回内存，就会导致不必要的写，从而降低性能。如果把M状态当成E状态，将使保持缓存一致性变得困难，因为将无法跟踪哪些cacheline被修改并需要写回内存。
5. 所以，MESI协议中的E和M状态服务于不同的目的，合并为一个状态将损害缓存一致性协议的完整性和性能。
当cacheline状态为share，说明这个cacheline被多于1个的处理器共享，并且，处于share状态的cacheline中的数据和内存中的数据是一致的。
多处理器下，share状态和invalid可以在不同的处理器上共存，modifiy状态和invalid状态能够共存,exclusive状态也和invalid状态共存。可以多个处理器针对同一个数据的cacheline share或者invalid，但是不允许多个处理器针对同一个数据是M或E状态。M和E状态只能和invalid共存，不能和其他状态（S）共存。
当数据cacheline存在处理器处于share状态时，在一个INVALID的处理器上执行本地写，则会写穿到MEM，本地变为E状态，其他处理器变为INVALID。而如果数据cacheline在其他处理器上为INVALID状态时，本地写会直接设置CACHE LINE为M状态，数据并不会回刷到内存。

不同CPU之间针对同一个变量的CACHE LINE的状态的相容关系如下图所示，矩阵关于左上-右下对角线对称：

相容表：

状态可达表如下图所示：

其中M->E不可达，必须经过其它两个状态，这是因为处于 M 态的 Cache 行只在三种情况下回写，一种是自身被替换，此时状态转换为I态（相对于原来的变量来说）；第二种是其它处理器需要写该存储块（对应BW消息），此时状态转换为I态；最后一种是其它处理器请求读该Cache行（对应BR消息），此时Cache行状态转换为S。无论上述哪种情况发生，当前Cache行都不可能成为系统中没有被修改的唯一副本。

S->M不可达，S状态外部一致性总线上和本地处理器上的任意P/B， R/W， S/～S组合，目标都是其他的三个状态。

状态可达表：