为什么MESI协议会导致写操作，然后是对同一个地址的写操作？

Question

用于写回的MESI协议。一个处理器上有两个核心，为了简单起见，只有L1缓存。

• 地址A从未被使用过
• 核心1启动写操作以寻址A。它导致数据保存到缓存中，状态设置为M。
• 核心2启动写操作来解决A.它会导致缓存丢失。核心2期RWITM广播。核心1是窥探，阻止RWITM，值保存到主存，它的状态设置为I在其缓存中。然后是核心2，重新发出RWITM，并将值存储在主存的地址A中。用于其缓存中的地址A的状态。

为什么核心1节省了内存中的任何东西，浪费时间--反正它几乎立即被覆盖了？

我的消息来源：

diagram.png

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

protocol

Answer 1

原因有二：

1. 这是在完整的行粒度上完成的。没有人保证两个内核都修改了相同的字节，所以core 2需要首先看到来自core 1的更新，然后用它修改的字节进行合并，然后才提交它的存储。
2. 内核2可能在飞行中被抢占，或者它的写可能发生了其他事情(它仍然没有提交它，它只是在等待RWITM)。在这种情况下，您将丢失来自核心1的数据，仅仅是因为您信任核心2，千万不要相信多核硬件会像您期望的那样运行(并且更不信任多线程软件)。

请记住，由于没有任何共享缓存，这是过于简化的。如果您有一个(并且假设它是包含的)，那么core 1只需将修改写入其中，核心2就可以更快地得到它。对于这种情况，其他系统也可能实施直接的核对核监听。

一般来说，协议应该假定任何一方都不知道协议显式告诉它的内容。您必须使核心1中的行无效，以保持一致性(没有2个内核可以同时修改同一行)，而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(因此，对于核心1来说，它并不存在，您是用唯一信任的流程--回写内存来响应神秘的窥探)。

最后一件事--这个流以幻灯片结尾(据我所能看到)，内核2在自己的M状态缓存中安装了行，并进行了修改。从现在开始，系统可以以任何方式继续运行(如果这条线以后会再次被窥探，或者退出Core 2的缓存--这是另一回事)。流程不需要Core 2如前所述将行写回内存，因此不存在双重写入。