当核心写入其L1缓存而另一个核心在其L1中具有相同的行时会发生什么？
请说一下英特尔Skylake CPU。
缓存系统如何保持一致性？它是否实时更新，是否会阻止其中一个核心？ 使用两个内核连续写入相同缓存行的性能成本是多少？
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通常，现代CPU使用MESI协议的一些变体 1 来保持缓存一致性。
在L1写入的场景中，细节取决于缓存行的现有状态：缓存行是否已经存在于写入核心的缓存中？在另一个核心中，缓存行处于什么状态，例如，它是否被修改过？
让我们看一下这条线已经不在写入核心（C1）中的简单情况，并且它位于＆＃34; exclusive＆＃34;状态在另一个核心（C2）。在已知写入地址的位置，C1将向＆＃34;总线＆＃34;发出RFO（所有权请求）事务。使用该行的地址，其他核心将snoop总线并注意到该事务。然后，具有该行的另一个核心将其行从独占转换为无效状态，并且该行的值将被提供给请求核心，将在修改状态下使用它，此时写入可以继续。
注意，此时，写入内核对该行的进一步写入很快就会进行，因为它处于M状态，这意味着不需要进行总线事务。在线路被驱逐或其他核心请求访问之前就是这种情况。
现在，实际实施中还有很多其他细节，上面没有涉及，甚至还没有在协议的维基百科描述中。
例如，基本模型涉及每个CPU一个私有缓存和共享主内存。在这个模型中，核心C2通常会将共享线路的值提供给总线，即使它没有对其进行修改，因为这比等待从主存储器读取值要快得多。但是，在最近的所有x86实现中，都有一个 shared 最后一级L3缓存，它位于所有私有L2和L1缓存以及主内存之间。此缓存通常为inclusive，因此它可以直接向C1提供值，而无需从C2执行缓存到缓存传输。此外，拥有这个共享缓存意味着每个CPU实际上可能不需要窥探＆＃34;总线＆＃34;因为可以首先查询L3高速缓存以确定哪个（如果有的话）核实际上具有该行。然后，只有具有该行的核心才会被要求进行状态转换。推动模型而不是拉动。
尽管有这些实现细节，但基本原理是相同的：每个缓存行都有一些＆＃34;每个核心＆＃34;状态（即使这种状态可以存储或复制在像LLC这样的某个中心位置），并且该状态在原子上经历逻辑转换，以确保高速缓存行始终保持一致。
鉴于背景，以下是最后两个子问题的具体答案：
是否实时更新，是否会阻止其中一个核心？
任何现代核心都将实时执行此操作，并且还可以并行执行不同的缓存行。这并不意味着它是免费的！例如，在上面的描述中，C1的写入被停止，直到高速缓存一致性协议完成，这可能是几十个周期。与普通写入相比，只需几个周期。还存在带宽问题：用于实现协议的请求和响应使用可能具有最大吞吐量的共享资源;如果一致性交易的速度超过某个限制，即使它们是独立的，所有请求也可能会减慢。
在过去，当真正有一辆共用公交车的时候，可能会有一些局部的“停止世界”。在某些情况下的行为。例如，x86原子指令的lock前缀显然是根据CPU在进行原子事务时在总线上断言的lock信号命名的。在整个期间，其他CPU无法完全使用总线（但可能他们仍然可以继续使用CPU本地指令）。
在具有两个内核的同一缓存行中连续写入的性能成本是多少？
成本非常高，因为如上所述，线路将在两个核心之间连续乒乓（在所描述的过程结束时，只需反转C1和C2的角色并重新启动）。确切的细节因CPU甚至平台而有很大不同（例如，2插槽配置会大大改变这种行为），但基本上可能会考虑每次写入10次循环与1次非共享输出的罚分。每个周期写一次。
你可以在this question的答案中找到一些特定的数字，它们涵盖了同一物理核心上的两个线程＆＃34;案例和＆＃34;单独的核心＆＃34;情况下。
如果您想了解有关特定性能方案的更多详细信息，您应该提出一个单独的具体问题，列出您感兴趣的特定行为。
1 MESI的变化经常引入新的状态，例如＆＃34;拥有的＆＃34; MOESI中的州或者＃34; Forwarded＆＃34; MESIF中的州。这个想法通常是为了使某些过渡或使用模式比普通的MESI协议更有效，但基本思想大致相同。