[5]Cache一致性

1、北京科技大學(xué)計(jì)算機(jī)系李建江參考課件：清華大學(xué)計(jì)算機(jī)科學(xué)與技術(shù)系高性能計(jì)算研究所 鄭緯民 教授第五章 Cache Coherence5.1 Cache Coherence問題5.1.1 Cache Coherence的提出5.1.2 多個Cache不一致的原因5.1.3 兩種設(shè)計(jì)Cache一致性協(xié)議策略5.2 監(jiān)聽總線協(xié)議5.3 基于目錄的Cache一致性協(xié)議5.4 三種Cache一致性策略5.1 Cache Coherence問題 5.1.1 Cache Coherence問題的提出 在多處理器系統(tǒng)中，多個Cache中，對應(yīng)的copy內(nèi)容應(yīng)該一致，如下圖：MemoryCachePCachePC

2、acheP這幾個copy應(yīng)該一致5.1.2 多個Cache不一致的原因 1.共享可寫數(shù)據(jù)的不一致性（sharing of writable data）P1P2更新前xxx處理機(jī)CachesharedmemoryP1P2寫通過xxxP1P2寫回xxx2.進(jìn)程遷移的不一致性P1P2遷移前xx處理機(jī)CacheP1P2寫通過xxxP1P2寫回xxxsharedmemory上圖中： 右圖為：包含共享變量x的進(jìn)程原來在P1上運(yùn)行，并對x進(jìn)行了修改（但采取寫回策略，所以暫時沒有修改Memory），由于某種原因遷移到P2，修改過的x仍在P1的Cache中，P2運(yùn)行時從Memory中得到x（因?yàn)槿笔В?，這個x其

3、實(shí)是“過時”的，所以造成了不一致。 中間圖為：P2中運(yùn)行的進(jìn)程對x進(jìn)行了修改，采取寫通過策略，所以把Memory中的x也修改為x，由于某種原因該進(jìn)程遷移到P1，但P1的Cache中仍為x，所以造成不一致。3. I/O操作（繞過Cache的I/O操作）P1P2xx存儲器P1P2寫通過xxP1P2寫回xxxxxxxI/O存儲器輸入存儲器輸出c1c2總線上圖中： 中間圖為：當(dāng)I/O處理機(jī)將一個新的數(shù)據(jù)x寫入主存儲器時，繞過采用寫通過策略的cache，則C1和共享存儲器之間產(chǎn)生了不一致。 右圖為：直接從主存儲器輸出數(shù)據(jù)時（繞過Cache），采用寫回策略的高速緩存產(chǎn)生不一致性。5.1.3 兩種設(shè)計(jì)Cac

4、he一致性協(xié)議策略 1.寫無效（write invalidate） 任一處理器寫它的私有Cache時，它都使所有其它的Cache中的副本失效。 對Write-through，它也更新memory中的副本（最終是一個Cache中的副本和memory中的副本是有效的）。 對Write-back，它使memory中的副本也失效（最終只有一個Cache中的副本是有效的）。2.寫更新（write update） 任一處理器寫它的私有Cache時，它都立即更新所有其它的Cache中的副本。 對Write-through，它也更新主存儲器中的副本。 對Write-back，對存儲器中副本的更新延遲到這個Ca

5、che被置換的時刻。3. 示意圖 下圖表示數(shù)據(jù)塊x在共享存儲器和三臺處理機(jī)的Cache中的副本一致的情形。x共享存儲器CacheP1xP2xxP3總線處理機(jī) 下圖表示P1進(jìn)行寫無效操作后的情形。寫通過：xI表示無效P1IP2xIP3寫回：xI表示無效P1IP2IIP3 下圖表示P1進(jìn)行寫更新操作后的情形（寫通過）。xI表示無效P1xP2xxP34.寫無效的問題主要開銷在兩個方面： （1）作廢各Cache副本的開銷； （2）由作廢引起缺失造成的開銷，即處理機(jī)需要訪問已經(jīng)作廢的數(shù)據(jù)時將引起Cache的缺失。 后果： 如果一個處理機(jī)經(jīng)常對某個塊連續(xù)寫，且各處理處理機(jī)間對共享塊的競爭較小，這時寫無效策

6、略維護(hù)一致性的開銷是很小的。如發(fā)生嚴(yán)重競爭，即處理機(jī)之間對某個地址的共享數(shù)據(jù)競爭，將產(chǎn)生較多的作廢，引起更多的作廢缺失。結(jié)果是共享數(shù)據(jù)在各Cache間倒來倒去，產(chǎn)生顛簸現(xiàn)象，當(dāng)緩存塊比較大時，這種顛簸現(xiàn)象更為嚴(yán)重。5. 寫更新的問題 由于更新時，所有的副本均需要更新，開銷很大。第五章 Cache Coherence5.1 Cache Coherence問題5.2 監(jiān)聽總線協(xié)議5.2.1 寫一次協(xié)議5.3 基于目錄的Cache一致性協(xié)議5.4 三種Cache一致性策略5.2 監(jiān)聽總線協(xié)議(Snoopy protocol) 通過總線監(jiān)聽機(jī)制實(shí)現(xiàn)Cache和共享存儲器之間的一致性。適用性分析： 適用

7、于具有廣播能力的總線結(jié)構(gòu)多機(jī)系統(tǒng)，允許每臺處理機(jī)監(jiān)聽其它處理機(jī)的存儲器訪問情況。 只適用于小規(guī)模的多處理機(jī)系統(tǒng)。5.2.1 寫一次(write-once)協(xié)議 寫無效監(jiān)聽一致性協(xié)議，將寫通過和寫回策略結(jié)合。 為了減少總線流量，高速緩存塊的第一次寫用寫通過方法，產(chǎn)生一份正確的主存儲器副本，并使其它的Cache中的副本無效，之后就采用寫回方法更新Cache與主存儲器。1. 一致性協(xié)議的內(nèi)容 一致性協(xié)議包括： （1）Cache可能出現(xiàn)的狀態(tài)集合 （2）共享主存的狀態(tài) （3）為維護(hù)一致性而引起的狀態(tài)轉(zhuǎn)換。2. 每份Cache中的副本可能出現(xiàn)的四種狀態(tài) （1）有效（valid state）：與主存儲器副

8、本一致的Cache副本，即該副本未經(jīng)修改，所以這個Cache副本不是唯一的副本。 （2）保留（reserved state）：這一Cache副本是第一次修改，并用寫通過方法寫入主存，所以這一Cache副本和主存儲器副本一致。 （3）重寫（dirty state）：Cache副本不止一次被修改過，由于不再采用寫通過方法，所以這個Cache副本是唯一的副本。與存儲器和其它的Cache副本都不一致。主存儲器中的副本也是無效的。 （4）無效（invalid state）與存儲器或其它的Cache副本不一致，或在Cache中找不到。3. 局部命令（Local commands） （1）P-Read：本地

9、處理機(jī)讀自己的Cache副本。 （2）P-Write：本地處理機(jī)寫自己的Cache副本。4. 一致性命令 （1）Read-blk：從另一Cache讀一份有效的副本。 （2）Write-inv：在寫命中時在總線上廣播一個無效命令。 （3）Read-inv：在寫缺失時在總線上廣播一個無效命令。 Dirty: modified more than once, the only copy in the system; Invalid: inconsistent copy; Reserved: after written once, the only copy consistent with memor

10、y; Valid: A copy consistent with the memory copy.5. Write-Once一致性協(xié)議狀態(tài)轉(zhuǎn)移圖其中，四種狀態(tài)的含義如下：InvalidValidDirtyReservedRead-inv(4)P-Write(1)P-Write(hit:local still dirty)P-Write(hit:local, not memoryupdate, local copy becomes dirty)P-Write(hit:local,updatememory copy,broadcastwrite-inv to all cache,local cop

11、ybecomesreserved)Read-blk(3)Read-inv(4)P-Read(2)Read-blk(3)Read-inv(4)/Write-inv(5)P-Read(hit:alwayslocal,no statetransition)下一節(jié)(用鼠標(biāo)點(diǎn)擊連線來察看詳細(xì)信息）P-Write(1)(1)P-Write(miss: take a dirty copy from a remote cache, or from memory; send Read-invto invalidate all copies; update local copy into a dirty one)

12、.InvalidValidDirtyReserved下一節(jié)InvalidValidDirtyReserved(2)P-Read(miss: if no dirty copy exists, memory supplies a validcopy, otherwise, the cache inhibits memory and supplies a copyand updates memory. Both copies become valid).P-Read(2)下一節(jié)InvalidValidDirtyReserved(3)Read-blk(read from remote processo

13、rs, the localcopy become valid).Read-blk(3)下一節(jié)InvalidValidDirtyReserved(3)Read-blk(read from remote processors, the localcopy become valid).Read-blk(3)下一節(jié)InvalidValidDirtyReserved(4)Read-inv(A remote cache reads a block during a write-miss,updates it and invalidates all other copies).Read-inv(4)下一節(jié)I

14、nvalidValidDirtyReserved(4)Read-inv(A remote cache reads a block during a write-miss,updates it and invalidates all other copies).Read-inv(4)下一節(jié)InvalidValidDirtyReserved(4)Read-inv(A remote cache reads a block during a write-miss,updates it and invalidates all other copies).(5)Write-inv(A remote cac

15、he updates its local copy during a write-hits and invalidates all other copies).Read-inv(4)/Write-inv(5)下一節(jié) (1)P-Write(miss: take a dirty copy from a remote cache which then updates memory, or from memory; send Read-inv to invalidate all copies; update local copy into a dirty one). (2)P-Read(miss: i

16、f no dirty copy exists, memory supplies a valid copy, otherwise, the cache inhibits memory and supplies a copy and updates memory. Both copies become valid). (3)Read-blk(read from remote processors, the local copy become valid). (4)Read-inv(A remote cache reads a block during a write-miss, updates i

17、t and invalidates all other copies). (5)Write-inv(A remote cache updates its local copy during a write-hits and invalidates all other copies).6. Write-Once一致性協(xié)議狀態(tài)轉(zhuǎn)移表必是局部進(jìn)行，不影響有效狀態(tài)第一次寫命中，用寫通過法。同時修改本地和主存副本并廣播Write-inv使所有副本失效commandcurrentstatenextstatestatusP-Read有效有效Read-hitP-Write有效保留Write-hitaction

18、第二次寫命中，用寫回法。但不修改主存的副本P-Write保留重寫Write-hit寫缺失時，則從主存或遠(yuǎn)程Cache送來副本。并廣播Read-inv使所有其它副本無效。commandcurrentstatenextstatestatusP-Write無效保留 Write-missaction（續(xù)表）第二次以后更多的寫命中，用寫回法。無狀態(tài)改變。P-Write重寫重寫Write-hitcommandcurrentstatenextstatestatusaction（續(xù)表）讀缺失時,如遠(yuǎn)程Cache中沒有重寫副本，則主存中一定有一份正確的副本，供給發(fā)請求的Cache。如遠(yuǎn)程的Cache有重寫的副本

19、，則它禁止主存操作，并將副本發(fā)給請求的Cache，兩種情況均使發(fā)請求的Cache得到的副本為有效。P-Read無效有效 Read-miss遠(yuǎn)程Cache讀此副本，讀后兩份副本均有效Read-blk保留或重寫有效commandcurrentstatenextstatestatusaction（續(xù)表）寫缺失時，遠(yuǎn)程Cache讀一個塊，并修改它，并使所有其它Cache的副本無效。Read-inv除無效外的其它狀態(tài)無效寫命中時，一遠(yuǎn)程Cache修改其本地副本，并使數(shù)據(jù)塊的其它副本無效Write-inv有效無效commandcurrentstatenextstatestatusaction（續(xù)表）如果副

20、本處于重寫狀態(tài)，必須通過塊替換寫回主存，否則不產(chǎn)生替換操作Write-inv有效無效替代7.其它的一些問題 CPU要向Cache寫數(shù)據(jù)，如果write miss，表示該數(shù)據(jù)塊不在Cache中或者該數(shù)據(jù)快處于無效狀態(tài)，那么需要把正確的數(shù)據(jù)從memory或其它的Cache中取過來，然后再寫操作。 為什么不能直接寫？ （1）可能該數(shù)據(jù)塊根本不在Cache中，所以需要從其它地方調(diào)入。 （2）已在Cache中，但數(shù)據(jù)不正確，這時如果直接寫入數(shù)據(jù)，整個數(shù)據(jù)塊可能還是不正確的。例如，數(shù)據(jù)不正確的原因是100號單元數(shù)據(jù)已修改，如果要寫入一個數(shù)據(jù)到101單元，這時不能直接寫，否則100號單元還是錯的。 Cach

21、e Coherence問題概要：多處理機(jī)系統(tǒng)共享存儲器Cache塊的狀態(tài)訪問的數(shù)據(jù)是最新的，不是“過時”的內(nèi)容第五章 Cache Coherence5.1 Cache Coherence問題5.2 監(jiān)聽總線協(xié)議5.3 基于目錄的Cache一致性協(xié)議5.3.1 目錄的一般性問題5.3.2 全映射目錄5.3.3 有限目錄5.3.4 鏈?zhǔn)侥夸?.4 三種Cache一致性策略5.2 基于目錄的Cache一致性協(xié)議5.2.1 目錄的一般性問題 1.Cache一致性協(xié)議的開銷分析 （1）采用寫無效協(xié)議無效后，當(dāng)其它處理機(jī)再讀該副本時，出現(xiàn)Read miss，要有開銷 （2）采用寫更新協(xié)議需要更新所有Cac

22、he和memory中的副本，所以開銷大，有些處理機(jī)對更新后的數(shù)據(jù)可能不會使用。 2. 基于目錄的一致性協(xié)議的基本思想 當(dāng)處理機(jī)臺數(shù)增加時，一般不用總線結(jié)構(gòu)，而采用多級互聯(lián)網(wǎng)絡(luò)。多級互連網(wǎng)絡(luò)實(shí)現(xiàn)廣播功能代價(jià)很大。 為什么需要廣播功能？把一致性命令，如Write-inv，Read-inv等命令要發(fā)送給所有的Cache。 能不能只發(fā)送給存放該副本的Cache?基于目錄的協(xié)議的基本思想 3. 目錄的結(jié)構(gòu) （1）目錄里放什么有關(guān)Cache副本駐留在哪里的信息：所有共享數(shù)據(jù)塊的所有Cache副本的地址表。 （2）每個目錄項(xiàng)（每個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)）包含若干個指向這個塊（每個數(shù)據(jù)塊有個目錄項(xiàng)）的Cache副本地址的指

23、針以及一個重寫位（用來說明是否有一個Cache允許把有關(guān)的數(shù)據(jù)寫入）。 （3）基于目錄的Cache一致性協(xié)議是依靠一個目錄來記錄系統(tǒng)之中哪些處理機(jī)的Cache中有指定存儲塊的副本。當(dāng)一臺處理機(jī)希望寫某個共享塊時，通過目錄向有該塊的副本的那些處理機(jī)“點(diǎn)對點(diǎn)”的發(fā)無效信號，使所有其它的副本無效。 4. 目錄的方式（1）集中目錄方式（中心目錄）1976年Tang提出。用一個中心目錄存放所有Cache目錄的副本，它能提供為保證一致性所需要的所有信息。 缺點(diǎn)：容量非常大，必須采用聯(lián)想方法來檢查，沖突多，檢索時間長。（2）分布式目錄1978年Censier和Feautrier提出。每個存儲模塊維護(hù)各自的目

24、錄，目錄中記錄著每個存儲塊的當(dāng)前信息。當(dāng)前信息指明哪些Cache有該存儲塊的副本。如下面的圖：D1M1D2M2DmMmP1C1P2C2PmCm互連網(wǎng)絡(luò) 如果C2讀miss，這時C1中有Dirty的副本，則把它寫回memory，內(nèi)存再給C2一個副本，變成Valid。 如果C1寫命中，它告訴memory控制器，控制器發(fā)無效命令給在D1的當(dāng)前向量中有記錄的所有Cache。 5. 三種目錄 全映射（full map）目錄：存放與全局存儲器中每個塊有關(guān)的數(shù)據(jù)。系統(tǒng)中的每個Cache可以同時存儲任何數(shù)據(jù)塊的副本，即每個目錄項(xiàng)包含N個指針（N是處理機(jī)數(shù)目）。 有限（limited）目錄：每個目錄項(xiàng)有固定數(shù)目

25、的指針（小于N）。 鏈?zhǔn)剑╟hained）目錄：將目錄分布到各個Cache（其余同全映射目錄）。5.2.2 全映射目錄 1.目錄項(xiàng)結(jié)構(gòu) 目錄項(xiàng)中有N個處理機(jī)位（對應(yīng)N臺處理機(jī)）和一個重寫位，如下圖所示：目錄項(xiàng)：重寫位（1位）處理機(jī)位（N位） 處理機(jī)位表示相應(yīng)處理機(jī)的Cache block的狀態(tài)（存在或不存在）。 有一個也只有一個處理機(jī)位為“1”，那么該處理機(jī)可以對該塊進(jìn)行寫操作。 Cache的每個塊有兩個狀態(tài)位：有效位有效塊是否允許寫有效1位 Cache的狀態(tài)位應(yīng)該和目錄項(xiàng)的狀態(tài)一致。1位允許寫目錄項(xiàng)：重寫位（1位）處理機(jī)位（N位）Cache狀態(tài)位：2.目錄的三種情況我們來看三臺處理機(jī)（三個C

26、ache）的例子。（1）C1，C2，C3都沒有單元X的副本 目錄項(xiàng)的重寫位被置為未寫（c）狀態(tài)，表示無一處理機(jī)允許寫入該數(shù)據(jù)塊。Shared Memoryx:c000dataC1P1C2P2C3P3（2）C1，C2，C3同時請求X單元的副本，這時目錄項(xiàng)中的三個指針（處理機(jī)位）被置一，表示這些Cache中已有數(shù)據(jù)副本。 目錄項(xiàng)的重寫位被置為未寫（c）狀態(tài)，表示無一處理機(jī)允許寫入該數(shù)據(jù)塊。Shared Memoryx:c111datax:P1x:P2x:P3C1C2C3（3）C3請求對該塊的寫允許權(quán)時出現(xiàn)第（3）種情形，重寫被置成D狀態(tài)，且有一個指針指向C3的數(shù)據(jù)塊。Shared Memoryx:

27、D001dataP1P2 x:P3C1C2C3data3.第二種情況第三種情況的過程 P3向C3發(fā)出寫請求時：（1）C3檢測出包含單元X的塊是有效的，但Cache中的塊允許位狀態(tài)表示不允許處理機(jī)對該塊進(jìn)行寫操作。（2）C3向包含單元X的存儲器模塊發(fā)出寫請求，并暫停P3工作。（3）該存儲器模塊發(fā)出一個無效請求給C1和C2（根據(jù)目錄項(xiàng)的內(nèi)容發(fā)幾個無效信號）（4）C1和C2收到無效請求后，把相應(yīng)位置0，表示含單元X的塊已無效，并發(fā)送一個回答信號給請求的存儲器模塊。（5）存儲器模塊收到回答信號后，將重寫位置1，清除指向C1、C2的指針，發(fā)出允許信號給C3。（6）C3收到寫允許信號后，修改Cache的狀

28、態(tài)并激活處理機(jī)P3。4. 目錄所占空間 假設(shè)存儲器大小和處理機(jī)臺數(shù)N成正比，即臺數(shù)增加時，存儲器的模塊數(shù)也增加，所以數(shù)據(jù)塊的個數(shù)也和N成正比。 另外目錄項(xiàng)的大小也和處理機(jī)臺數(shù)N成正比，所以目錄的總所占空間和N2成正比。 即：目錄項(xiàng)數(shù)*項(xiàng)大小 = O ( N2) 太大不便于擴(kuò)展。5.2.3 有限目錄 解決目錄過大的問題。任意一個數(shù)據(jù)塊在Cache中同時存在的副本數(shù)量有一定限制，那么目錄大小的增加不會超過一個常數(shù)。符號表示法： DiriX i:指針的數(shù)量。X是NB，表示沒有廣播功能的方案。 DirNNB表示沒有廣播功能的全映射方式 DiriNB（i N）：使用i個指針的沒有廣播功能的有限目錄協(xié)議方

29、式。 除了多于i個Cache請求讀一個特定的數(shù)據(jù)塊的情況外，有限目錄協(xié)議與全映射協(xié)議類似。 有限目錄中指針不是每臺處理機(jī)一位，而是針對處理機(jī)的二進(jìn)制標(biāo)識符進(jìn)行編碼，所以指針占log2N位存儲器。 在全映射方式中，每個處理機(jī)對應(yīng)一個指針，所以N臺處理機(jī)一共用了N位，而有限目錄中只用log2N位，設(shè)N =16，則log216 = 4。 如果允許兩個指針，則需要8位。 所以目錄的存儲容量為O（Nlog2N），比全映射容易擴(kuò)充。 如果多處理機(jī)系統(tǒng)中的處理機(jī)具有局部性，即在任何給定的時間間隔內(nèi)，只有一小部分處理機(jī)訪問某個給定的存儲器字，那么有限目錄足以應(yīng)付這個小的工作處理機(jī)組了。5.2.4 鏈?zhǔn)侥夸?用

30、目錄指針鏈來跟蹤共享數(shù)據(jù)副本。 兩種方法，單鏈法與雙鏈法。 數(shù)據(jù)塊共享副本的數(shù)目并無限制。 所占的空間及可擴(kuò)展性同有限目錄。 它的工作原理如下過程所示。（1）P1要讀單元X，則memory發(fā)送一份副本給C1，同時送給C1一個鏈結(jié)束指針（CT：Chain Termination），存儲器也保存指向C1的指針。Shared Memoryx:cdataP1P2P3C1C2C3x:CTdata（2）當(dāng)P2要讀單元X時，存儲器送一份副本給C2，同時送給C2一個指向C1的指針，存儲器保存指向C2的指針。Shared Memoryx:cdataP1P2P3C1C2C3x:CTdatax:data（3）重復(fù)以

31、上步驟，所有Cache都得到單元X的副本。（4）如果P3要對單元X進(jìn)行寫操作，它必須沿著鏈發(fā)送一個數(shù)據(jù)無效信息。為了保證順序一致性，在有鏈結(jié)束指針的處理機(jī)回答無效信號之前，存儲器模塊不給P3寫允許權(quán)。 無效命令從一個Cache到一個Cache順序進(jìn)行，不象snoopy協(xié)議那樣同時發(fā)送給所有Cache。（5）替換。假設(shè)C1到CN都有單元X的副本，還假設(shè)單元X和單元Y都映射到同一個高速緩存塊（直接映射法）。如果處理機(jī)Pi要讀單元Y，它首先必須把X所在的塊從Cache中去掉，這可以采用兩種方法： 1）沿著鏈發(fā)一個消息使Ci+1的指針指向Ci-1，這樣使Ci從鏈中去掉（這時Ci中存放Y了）。 2）使C

32、i+1到CN中的單元X無效（這時Ci中存放Y了）。目錄占用的存儲容量：指針的尺寸以處理機(jī)數(shù)目的對數(shù)關(guān)系增長（這和有限目錄相同）log2N，每個Cache塊的指針數(shù)目與處理機(jī)個數(shù)無關(guān)。解決Cache一致性的其它辦法：（1）不允許有私有 Cache：Shared Cache方案（2）可寫的共享數(shù)據(jù)不存放在Cache中第五章 Cache Coherence5.1 Cache Coherence問題5.2 監(jiān)聽總線協(xié)議5.3 基于目錄的Cache一致性協(xié)議5.4 三種Cache一致性策略 5.4.1 采用Write-Through策略的Cache 5.4.2 采用Write-Bach策略的Cache

33、5.4.3 采用Write-Once策略的Cache5.4 三種Cache一致性策略5.4.1 采用Write-Through策略的Cache 數(shù)據(jù)塊的兩種狀態(tài)：有效和無效（指本地處理機(jī)相應(yīng)數(shù)據(jù)塊的狀態(tài)，并非整個Cache的狀態(tài)。) 一致性的四種操作： Rr和Wr：其它處理機(jī)對該數(shù)據(jù)塊（指在其它處理機(jī)Cache中的數(shù)據(jù)塊）的讀寫 Rl和Wl：是本地處理機(jī)對該數(shù)據(jù)塊的讀寫狀態(tài)轉(zhuǎn)移圖如下：有效無效RrWlRlRl, WlWrRr, WrCache的數(shù)據(jù)塊為無效時： 其它處理機(jī)的任何操作都不會影響本地Cache的這種無效狀態(tài)； 只有在本地處理機(jī)讀或者寫了數(shù)據(jù)塊中的某個數(shù)據(jù)，即對Cache執(zhí)行了Rea

34、d或Write命令時，該數(shù)據(jù)塊的狀態(tài)才會成為“有效”。 Cache的數(shù)據(jù)塊為“有效”時： 本地處理機(jī)的讀、寫操作，不會影響該狀態(tài)； 其它處理機(jī)對存有相同內(nèi)容的數(shù)據(jù)塊讀，不會影響該狀態(tài)； 其它處理機(jī)對存有相同內(nèi)容的數(shù)據(jù)塊執(zhí)行了寫操作，該數(shù)據(jù)塊狀態(tài)變成無效。5.4.2 采用Write-Back策略的Cache 1.數(shù)據(jù)塊的三種狀態(tài) RO (只讀）狀態(tài)：表示整個系統(tǒng)中不止一個副本正確（例如一個在Cache中，一個在memory中）。 讀-寫狀態(tài)：表示整個系統(tǒng)中，只有這個副本是正確的，其它都“過時”（即無效），這說明這個 Cache的數(shù)據(jù)塊至少被寫過一次，但memory中的內(nèi)容還沒有被修改。 無效狀態(tài)

35、：“過時”數(shù)據(jù)。2. 一致性的四種操作： Rr和Wr：其它處理機(jī)對該數(shù)據(jù)塊（指在其它處理機(jī)Cache中的數(shù)據(jù)塊）的讀寫 Rl和Wl：是本地處理機(jī)對該數(shù)據(jù)塊的讀寫狀態(tài)轉(zhuǎn)移圖如下：3. 處于RO狀態(tài) 本地讀，遠(yuǎn)程讀不會改變狀態(tài) 本地寫，使ROR-W（這時只有一個數(shù)據(jù)塊正確） 遠(yuǎn)程寫，使RO無效無效ROWlWrRl, RrW-R4. 處于讀-寫狀態(tài)無效RORrWrRl,WlW-R 本地讀、寫不會改變狀態(tài) 遠(yuǎn)程讀：這時只有這個 Cache的數(shù)據(jù)塊是正確的，所以要有“寫回”動作（即把內(nèi)容寫回Memory），另外還需要把正確的數(shù)據(jù)傳遞給遠(yuǎn)程讀的處理機(jī)相應(yīng)的Cache。兩個Cache的狀態(tài)RO 遠(yuǎn)程寫：把本

36、地處理機(jī)的數(shù)據(jù)塊傳遞給遠(yuǎn)程處理機(jī)，遠(yuǎn)程處理機(jī)對數(shù)據(jù)塊進(jìn)行寫操作，遠(yuǎn)程處理機(jī)對應(yīng)的Cache狀態(tài)變?yōu)镽O，而本地的Cache變?yōu)闊o效狀態(tài)。5. 處于無效狀態(tài)無效ROWlRr,WrW-RRl 本地讀：無效RO 本地寫：無效WR（同時使其它擁有相同內(nèi)容的數(shù)據(jù)塊的Cache中相應(yīng)的數(shù)據(jù)塊的狀態(tài)變成無效） 遠(yuǎn)程寫、遠(yuǎn)程讀：不影響狀態(tài)的改變5.4.3 采用Write-Once策略的Cache 1. Write-Through和Write-Back的缺點(diǎn) Write-Through策略的弱點(diǎn)是每次都要修改memory，所以總線流量增大； Write-Back策略的弱點(diǎn)是Cache寫了一次后，Memory中的內(nèi)容不一致。2. Write-Once的基本思想 把Write-Through和Write-Back兩者的優(yōu)點(diǎn)結(jié)合在一起：減少總線流量。 Cache的第一次寫采用Write-Through策略（有一個以上的副本正確）； Cache而后的寫采用Write-Back策略（只有一份副本正確）。 為了區(qū)分是否是第一次寫，把“讀-寫”狀態(tài)分成兩個狀態(tài)：Reserved和Drity。3. 數(shù)據(jù)塊