MESI協議

2.4.5　MESI協議

　　一．概述

　　一致性要求是指，若cache中某個字被修改，那麼在主存（以及更高層次）上，該字的副本必須立即或最後加以修改，並確保它者引用主存上該字內容的正確性。
　　當代多處理器系統中，每個處理器大都有自己的cache，呈現出如圖2．34所示的結構。同一主存塊的拷貝能同時存於不同cache中，若允許處理器各自獨立地修改自己的cache，就會出現不一致問題。解決此問題有軟件辦法和硬件辦法。硬件辦法能動態地識別出不一致產生的條件並予以及時處理，從而使cache的使用有很高的效率。並且此辦法對程序員和系統軟件開發人員是透明的，減輕了軟件研製負擔，從而普遍被採用。

　

圖2．34 　多處理器系統中的Cache/主存結構

　　硬件辦法也稱爲cache一致性協議，分爲兩類：
　　◆ 目錄協議（Directory Protocol）：：它由位於主存的目錄來保存有關各個局部cache的全局性狀態信息，並由一個集中式的主存／cache控制器來維護cache一致性。
　　◆ 監聽協議（Snoop Protocol）：：它是將維護cache一致性的責任分散到各個cache控制器。每個控制器必須識別出，它的cache中哪些塊是與其它cache共享的。當修改一個共享塊時必須在系統中廣播有關信息，其它cache控制器監聽到此信息時予以響應。根據廣播的信息以及反應的不同，監聽協議又分爲寫--修改協議和寫--無效協議兩種方式。
　　寫--修改（Write-update）協議是，某處理器要修改它的cache中一個共享塊時要廣播具體的修改字及地址，容納有此共享塊的各個cache同時予以修改。寫--無效（write--invalidate）協議是，某處理器要修改它的cache中一個共享塊時，無需廣播具體的修改字，只需給出塊地址和其它必要的指示信息，令其它cache中此塊變爲無效，然後處理器對其cache的此塊完成一次本地寫操作。顯然這種寫--無效協議是以犧牲命中率爲代價而採取的"寧缺毋濫"方針來換取cache / cache，cache / 主存各層數據一致性的一種協議。


　　 二．MESI協議狀態轉換規則

　　MESI協議是一種採用寫--無效方式的監聽協議。它要求每個cache行有兩個狀態位，用於描述該行當前是處於修改態（M）、專有態（E）、共享態（S）或者無效態（I）中的哪種狀態，從而決定它的讀/寫操作行爲。這四種狀態的定義是：
　　·修改態（Modified）－－此cache行已被修改過（髒行），內容已不同於主存並且 爲此cache專有；
　　·專有態（Exclusive）－－此cache行內容同於主存，但不出現於其它cache中；
　　·共享態（Shared）－－此cache行內容同於主存，但也出現於其它cache中；
　　·無效態（Invalid）－－此cache行內容無效（空行）。
　　MESI協議適合以總線爲互連機構的多處理器系統。各cache控制器除負責響應自己CPU的內存讀寫操作（包括讀/寫命中與未命中）外，還要負責監聽總線上的其它CPU的內存讀寫活動（包括讀監聽命中與寫監聽命中）並對自己的cache予以相應處理。所有這些處理過程要維護cache一致性，必須符合圖2．35所示的MESI協議狀態轉換規則。

圖2．35 　MESI協議狀態轉換規則

　　下面由圖的四個頂點出發，介紹轉換規則：（規則中與圖2．35 的相應位置以*數字序號對照給出）
　　*1 該無效行在自身Cache讀未命中將被相應內存塊填充以建立新行時，讀監聽命中，說明其它Cache正在讀同地址的內存塊，以建立新行。故爲多Cache共享行，應爲S狀態，並應繼續發出讀監聽廣播，使其它Cache的類似情況效仿。
　　*2該無效行在自身Cache讀未命中將被相應內存塊填充以建立新行時，未讀監聽命中，爲本Cache專有，故新建行應爲E狀態。
　　*3 該無效行在自身Cache寫未命中時，將先讀入相應內存塊填充新行後，再進行寫修改，與原內存正本的數據不一至，故新建行爲M狀態。
　　*4 該共享行寫監聽命中，說明別的Cache由於寫命中修改了同此地址的行，根據寫無效原則，此共享行應改變爲無效（I）狀態。
　　*5 該共享行讀命中，狀態不變。
　　*6 該共享行讀監聽命中，說明其它Cache正在讀同地址內存塊，以建立新行，此時該共享行狀態不必改變，但應繼續發讀監聽廣播，供它者監聽。
　　*7 該共享行被寫命中，其中某字被改寫，與內存正本不一至，故應改爲M狀態，且應發出共享行寫命中監聽廣播，使其它Cache同地址行作廢（同*4）。
　　*8 該E態行讀監聽命中說明別的Cache正在讀同地址的內存正本，以建立新行，故其狀態應改爲S狀態，併發出讀監聽廣播，以使同此情況及* 1效仿之。
　　*9 該E態行讀命中不必改變狀態。
　　*10 該E態行寫監聽命中，說明別的Cache由於寫未命中而訪問同地址的內存正本，該E態行內容即將過時，故應作廢。
　　*11該E態行寫命中，只改變狀態爲M態即可，無須他者監聽。
　　*12該M態行寫命中狀態不變。
　　*13該M態行讀命中狀態不變。
　　*14該M態行讀監聽命中，應將該行最新數據寫回內存正本後變爲S狀態。併發出讀監聽廣播，供他者監聽。
　　*15該M態行寫監聽命中，說明別的Cache由於寫未命中而訪問了同地址的內存塊（同* 3），將實行先讀後修改，此時本地M態行應搶先寫回主存，然後作廢，以保證別的Cache讀出整行而未被修改數據的正確性。
　　*16該M態行寫監聽命中，說明別的Cache由於寫未命中而訪問了同地址的內存塊，將實行先讀後整行的修改，此時本地M態行不必寫回主存，只作廢即可。
　　上述分析可以看出，雖然各cache控制器隨時都在監聽系統總線，但能監聽到的只有讀未命中、寫未命中以及共享行寫命中三種情況。讀監聽命中的有效行都要進入S態併發出監聽命中指示，但M態行要搶先寫回主存；寫監聽命中的有效行都要進入I態，但收到RWITM時的M態行要搶先寫回主存。總之監控邏輯並不複雜，增添的系統總線傳輸開銷也不大，但MESI協議卻有力地保證了主存塊髒拷貝在多cache中的唯一性，並能及時寫回，保證cache主存存取的正確性。（參考課件2-14）