[計算機軟件及應用]處理機的cache一致性-全文預覽
【正文】 議規(guī)定的狀態(tài)，此時整個系統(tǒng)中只有本地 Cache的數(shù)據(jù)塊是唯一正確的拷貝，它的狀態(tài)是重寫狀態(tài)。 后果 ： – 如果一個 Core經(jīng)常對某個塊連續(xù)寫，且 Core間對共享塊的競爭較小，這時寫無效策略維護一致性的開銷是很小的。 例子 WriteUpdate 監(jiān)聽協(xié)議分別采用寫無效策略和寫更新策略的區(qū)別 P1 P2 X X X 更新之前 ’ ’ WriteInvalidate I寫無效策略則將遠程高速緩存 C2中的X變成無效（無效數(shù)據(jù)塊用 I表示 ） 寫更新策略將包含 X1的新數(shù)據(jù)塊通過總線廣播到所有的高速緩存，更新其中的 X為 X1 ’ 數(shù)據(jù)塊的兩種狀態(tài) : 采用寫通過策略的 Cache狀態(tài) ? 有效 表示該數(shù)據(jù)塊內(nèi)容正確 ? 無效 表示該數(shù)據(jù)塊內(nèi)容已 “ 過時 ” 或不在本地 Cache中 處理機 P1對本地高速緩存 C1中數(shù)據(jù)塊的讀操作R1和寫操作 W1,以及其他處理機 Pr對它的高速緩存Cr中同一數(shù)據(jù)塊拷貝的讀操作 Rr和寫操作 Wr都可能引起高速緩存 C1中該數(shù)據(jù)塊的狀態(tài)變化 . 狀態(tài)轉(zhuǎn)移圖 ? 對有效塊的所有讀操作 R1， Rr之后，數(shù)據(jù)塊仍然是有效塊 ? P1對 C1中的有效塊 X寫操作 W1，使 C1中的 X變?yōu)?X1’ ? 若 P1對本地高速緩存 C1中無效數(shù)據(jù)塊讀操作 R1和寫操作W1時，則將該數(shù)據(jù)塊由無效轉(zhuǎn)變?yōu)橛行А? – 對 Writeback，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）。 P1 X P2 X X I/O 存儲器 處理機 P1運行過程中修改了 X的值，使之變?yōu)?X’ ’ P1采用 “ 寫回 ” 策略，那么， C1中的 X’同內(nèi)存中的 X是不一致的 若 I/O處理機要求輸出 X，那么，內(nèi)存就會將內(nèi)存中的 X的值傳送給 I/O處理機 X 傳送給 I/O處理機的將不是修改后的 X’ 若 C1和 C2中都有 X的拷貝 二，如何解決 Cache一致性問題 為了解決多處理機 Cache一致性問題，提出了兩類解決 Cache一致性問題的協(xié)議機制：監(jiān)聽協(xié)議和基于目錄的協(xié)議。 由于某種原因，該進程遷移到了 P2上運行 P2上的該進程運行時將從內(nèi)存中讀取 X并將 X調(diào)入 C2 那么，這個遷移了的進程此時讀取的是X，而不是它先前修改過的 X’。 P1改寫 C1中的 X，使之變?yōu)閄’。處理機的 Cache一致性 主要內(nèi)容 ?問題的提出 ?一，多個 cache不一致的原因 ?二，如何解決 Cache一致性問題 監(jiān)聽協(xié)議 基于目錄的協(xié)議 問題提出 ? Cache（高速緩沖存儲器）： ? 它的設計是為了解決 cpu與主存之間速度差距太大的矛盾； ? Cache的工作原理是基于 程序訪問的局部性 。 P1
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