MESI在Intel 64和IA-32上的意义是什么？

Question

• MESI的目的是保留共享内存系统的概念。
• 但是，有了存储缓冲区，事情就变得复杂了：
• 一旦数据到达MESI(实现缓存)，内存就会顺流而下。
• 但是，在此基础上，每个核心可能对内存位置X中的内容有不同意见，这取决于每个核心的本地存储缓冲区中的内容。
• 因此，从每个核心的角度来看，记忆的状态是不同的--它是不连贯的。
• 那么，我们为什么要“部分”地加强与MESI的一致性呢？

编辑：在进一步缩小了真正让我困惑的内容之后，进行了实质性的编辑。我一直在努力使这个问题的一般概念保持不变，以保持所收到的伟大答案的相关性。

Answer 1

重新:你的编辑，这似乎是一个新的问题:对，存储转发“违反”一致性。一个核心比任何其他核心都能看到它自己的商店。存储缓冲区不连贯。

x86内存排序规则要求加载按程序顺序变得全局可见，但允许内核在数据变得全局可见之前从其自己的存储区加载数据。它不需要假设它等待并检查内存顺序错误的推测，就像它在其他情况下比内存模型说的更早地进行加载一样。

x86能否重新订购一个包含了它的更大负载的窄存储？是存储缓冲区+存储转发违反通常的内存排序规则的一个具体例子。参见Linus发布的邮件列表的这个收藏品，它解释了存储转发对内存排序的影响(以及它如何意味着建议的锁定方案不起作用)。

如果根本没有一致性，您将如何原子地增加一个共享计数器，或者实现其他原子读-修改-写入操作，这些操作对于实现锁或直接在无锁代码中使用至关重要。(见对于'int‘，num++可以是原子的吗？)。

同时，多个线程中的lock add [shared_counter], 1不会丢失对实际x86的任何计数，因为lock前缀使核心从加载一直保持缓存行的独占所有权，直到存储提交到L1d (从而成为全局可见的)。

没有连贯缓存的系统将允许每个线程增加自己的共享计数器的副本，然后内存中的最终值将来自最后刷新该行的线程。

即使在其他负载/存储发生时，允许不同的缓存长期保存同一行相互冲突的数据，并且跨越内存屏障，也会允许各种奇怪的情况发生。

这也违反了这样一种假设，即一个纯粹的存储很快就会被其他内核看到。如果根本没有一致性，那么内核可以继续使用共享变量的缓存副本。因此，如果您希望读者注意到更新，那么在每次读取共享变量之前，都必须使用clflush ，这使得普通情况下的开销很大(因为自上次检查以来没有人修改数据)。

MESI就像一个推送通知系统，而不是强迫每个读者在每次读取时重新验证他们的缓存。

在没有修改数据结构的情况下，RCU (读-拷贝-更新)之类的内容允许阅读器(与单线程相比)具有零开销(与单线程相比)。见https://lwn.net/Articles/262464/和https://en.wikipedia.org/wiki/Read-copy-update。其基本思想是，作者不是锁定数据结构，而是复制整个内容，修改副本，然后更新共享指针以指向新版本。因此，读者总是完全没有等待；他们只是取消引用一个(原子)指针，数据在他们的L1d缓存中保持热。

硬件支持的一致性是非常有价值的，几乎每个共享内存SMP架构都使用它.即使是内存排序规则比x86弱得多的ISAs，如PowerPC，也使用MESI。