为什么MESI协议可能导致写入操作，然后对同一地址执行写操作？

Question

用于回写的MESI协议。单个处理器上有2个内核，为简单起见只有L1缓存。

• 地址A从未使用
• 核心1启动了对地址A的写操作。它导致数据保存到其缓存中，状态设置为M.
• core 2启动了对地址A的写操作。导致缓存未命中。核心2发布RWITM广播。核心1是窥探，阻止RWITM，值保存到主内存，其状态在其缓存中设置为I.接下来是核心2重新发布RWITM并将值存储在主存储器中的地址A.状态为缓存中的地址A.

为什么核心1在主内存中保存了任何东西，浪费时间 - 它几乎立即被覆盖了？

我的消息来源：

http://upload.wikimedia.org/wikipedia/commons/9/99/MESI_protocol_activity_diagram.png

https://www.cs.utexas.edu/~pingali/CS395T/2009fa/lectures/mesi.pdf

http://en.wikipedia.org/wiki/MESI_protocol

Answer 1

有两个原因：

1. 这是以实线粒度完成的。没有人保证两个核心都修改了相同的字节，因此核心2首先需要从核心1看到更新，然后与它修改的字节进行合并，然后才提交它的存储。
2. Core 2可能在飞行中被抢占，或者其他东西可能发生在它的写入上（它仍然没有提交它，它只等待RWITM）。在这种情况下，您将丢失来自核心1的数据，因为您信任核心2.永远不要相信多核硬件的行为符合您的预期（并且更信任多线程软件）。

请记住，没有任何共享缓存会过度简化。如果你有一个（并假设它是包容性的），那么核心1将简单地将修改写入其中，而核心2将更快地获得它。其他系统也可以为这种情况实现直接的核心到核心窥探。

一般来说，协议应该假设除了协议明确告诉它之外，没有任何一方知道任何事情。您必须使核心1的线路无效以保持一致性（没有2个核心可以同时修改同一条线路），并且由于您没有其他缓存级别 - 您必须将其写入内存并保证数据不会丢失（不要指望核心2，就核心1而言它不存在，你用你信任的唯一流回应一个神秘的窥探 - 回写到记忆中。）

最后一件事 - 这个流程结束了（在幻灯片中，据我所知），核心2在M状态的自己的缓存中安装线路，并进行修改。从这一点开始，系统可以以任何方式继续（如果线路稍后再被窥探，或者从Core 2的缓存中老化 - 这是另一回事）。该流程不需要Core 2将该行写回内存，因此没有双重写入。