計算機科學與技術系研究生課程

高等計算機系統(tǒng)結構

清華大學計算機科學與技術系高性能計算研究所

鄭緯民教授

2007年11月

高等計算機系統(tǒng)結構

第一章高等計算機的核心技術——并行處理

第二章加速比性能模型與可擴展性分析

第三章互連與通信

第四章劃分與調度

第五章并行存儲器系統(tǒng)

第六章CacheCoherence

第七章MemoryConsistency

第八章指令級并行處理

第六章CacheCoherence

6.1CacheCoherence問題

6.1.1CacheCoherence的提出

6.1.2多個Cache不一致的原因

6.1.3兩種設計Cache一致性協(xié)議策略

6.2監(jiān)聽總線協(xié)議

6.3基于目錄的Cache一致性協(xié)議

6.4三種Cache一致性策略

6.1CacheCoherence問題

6.1.1CacheCoherence問題的提出

在多處理器系統(tǒng)中，多個Cache中，對應

的copy內容應該一致,如下圖：

6.1.2多個Cache不一致的原因

1.共享可寫數(shù)據(jù)的不一致性(sharingof

writabledata)

處理機

Cache

shared

memory

更新前寫通過寫回

2.進程遷移的不一致性

處理機

Cache

遷移前寫通過寫回

上圖中：

右圖為：包含共享變量X的進程原來在P1

上運行，并對X進行了修改（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運行時從Memory中得到x,這

個x其實是“過時”的，所以造成了不一致。

中間圖為：P2中運行的進程對x進行了修

改）采取寫通過策略,所以把Memory中的x

也修改為x-由于某種原因該進程遷移到PL

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）

存儲器I/O

寫通過寫回

上圖中：

中間圖為：當I/O處理機將一個新的數(shù)據(jù)父

寫入主存儲器時，繞過采用寫通過策略的

cache,則Cl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。

6.1.3兩種設計Cache一致性協(xié)議策略

1.寫無效（writeinvalidate）

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(writeupdate)

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-through5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Cache被置換的時刻。

寫回:

4,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：

如果一個處理機經(jīng)常對某個塊連續(xù)寫，且各

處理處理機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。如發(fā)生嚴

重競爭，即處理機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，當緩存塊比較大時，這種顛簸

現(xiàn)象更為嚴重。

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。

第六章CacheCoherence

6.1CacheCoherence問題

6.2監(jiān)聽總線協(xié)議

6.2.1寫一次協(xié)議

6.3基于目錄的Cache一致性協(xié)議

6.4三種Cache一致性策略

6.2監(jiān)聽總線協(xié)議(Snoopyprotocol)

通過總線監(jiān)聽機制實現(xiàn)Cache和共享存儲

器之間的一致性。

適用性分析：m■

適用于具有廣播能力的總線結構多機系統(tǒng),

允許每臺處理機監(jiān)聽其它處理機的存儲器訪

問情況。

只適用于小規(guī)模的多處理機系統(tǒng)。

6.2.1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)議的內容

一致性協(xié)議包括：

(1)Cache可能出現(xiàn)的狀態(tài)集合M

(2)共享主存的狀態(tài)

(3)為維護一致性而引起的狀態(tài)轉換。

2.每份Cache中的副本可能出現(xiàn)的四種狀態(tài)

(1)有效(validstate):與主存儲器副本

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(reservedstate):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(dirtystate):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(invalidstate)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(Localcommands)

(1)P-Read:本地處理機讀自己的Cache

副本。

(2)P-Write:本地處理機寫自己的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。

5.Write-Once一致性協(xié)議狀態(tài)轉移圖

其中，四種狀態(tài)的含義如下：

Dirty:modifiedmorethanonce,theonly

copyinthesystem;

Invalid:inconsistentcopy;

Reserved:afterwrittenonce,theonlycopy

consistentwithmemory;

Valid:Acopyconsistentwiththememory

copy.

P-Read

Read-inv(4)/Write-inv(5)(hit:always

local,

InvalidP-Read(2)Validnostate

transition)

'、、、Read-inv(4)

P-Write

(hit:local,update

Read-inv；；

Read-blkmemorycopy,

(4)；P-Write(l)/

(3)；broadcast

write-inv

Read-blk(3)toallcache,

DirtyReservedlocalcopy

P-Writebecomes

-Write(hitdocal,notmemoryreserved)

(hit:localstilldirty)update,localcopybecomesdirty)

工

（用鼠標點擊連線來察看詳細信息）衛(wèi)

衛(wèi)

copybecomevalid).

衛(wèi)

(4)Read-inv(Aremotecachereadsablockduringawrite-miss,

updatesitandinvalidatesallothercopies).X

衛(wèi)

(4)Read-inv(Aremotecachereadsablockduringawrite-miss,

updatesitandinvalidatesallothercopies).X

衛(wèi)

(4)Read-inv(Aremotecachereadsablockduringawrite-miss,

updatesitandinvalidatesallothercopies).

(5)Write-inv(AremotecacheupdatesitslocalcopyduringaX

write-hitsandinvalidatesallothercopies).

衛(wèi)

(l)P-Write(miss:takeadirtycopyfroma

remotecachewhichthenupdatesmemory,or

frommemory;sendRead-invtoinvalidateall

copies;updatelocalcopyintoadirtyone).

(2)P-Read(miss:ifnodirtycopyexists,

memorysuppliesavalidcopy,otherwise,the

cacheinhibitsmemoryandsuppliesacopyand

updatesmemory.Bothcopiesbecomevalid).

(3)Read-blk(readfromremoteprocessors,

thelocalcopybecomevalid).

(4)Read-inv(Aremotecachereadsablock

duringawrite-miss,updatesitandinvalidates

allothercopies).

(5)Write-inv(Aremotecacheupdatesitslocal

copyduringawrite-hitsandinvalidatesall

othercopies).

6.Write-Once-'致性協(xié)議狀態(tài)轉移表

currentnext

commandstatestatestatusaction

必是局部進行,

P-Read有效有效Read-hit

不影響有效狀態(tài)

第一'次寫命中，用

P-Write有效保留Write-hit

寫通過法。同時修

改本地和主存副本

并廣播Write-inv

使月副本失效

第二次寫命中，用

P-Write保留重寫Write-hit

寫回法。但不修改

主存的副本

（續(xù)表）

currentnext

commandstatestatestatusaction

第二次以后更多的

P-Write重寫重寫Write-hit

寫命中，用寫回法。

無狀態(tài)改變。

,寫缺失時，則從主存

P-Write無效保留,Write-mist；或遠程Cache送來副本

o并廣播Read-inv

使所有其它副本無效。

（續(xù)表）

currentnext

commandstatestatestatusaction

讀缺失時,如遠程Cache

P-Read無效有效Read-miss

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

Cacheo如遠程的Cache

有重寫的副本，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。

（續(xù)表）

currentnext

commandstatestatestatusaction

保留或遠程Cache讀此副本，

Read-blk有效

重寫讀后兩份副本均有效

寫缺失時，遠程Cache

除無效

讀一個塊，并修改它，

Read-inv外的其無效

并使所有其它Cache的

它狀態(tài)

副本無效。

（續(xù)表）

currentnext

commandstatestatestatusaction

寫命中時，一遠程Cache

Write-inv有效無效修改其本地副本，并使

數(shù)據(jù)塊的其它副本無效

如果副本處于重寫狀態(tài)，

Write-inv有效無效替代必須通過塊替換寫回主

存，否則不產(chǎn)生替換操作

7.一個具體的例子

如下圖的系統(tǒng)：

讀的情況：

(1)如果Cl為Valid,讀CL則Readhit，

狀態(tài)不變。.

(2)4□果C1為Reserved,讀CL則Readhit,

狀態(tài)不變。

(3)如果C1為Dirty,讀CL則Readhit，

狀態(tài)不變。■

(4)如果C1為Invalid,C2和C3沒有東西,

則讀C1時Readmiss,這時只有memory中有正

確的副本，把它取到Cl,C1改為Valid(P-

Read負責實現(xiàn)狀態(tài)的改變)。

(5)4□果Cl為Invalid,C2為Dirty,則讀Cl

時Readmiss,這時只有C2中的內容是正確的,

要發(fā)Read-blk信號把副本從C2讀到CL同時

不多改memory,才巴Cl,C2都改為Valid(程序

狀態(tài)轉移圖中P-Read(2)使C1-Valid，Read-

blk(3)使C2-Valid)。

(6)如果Cl為Invalid,C2為Reserved,貝I

讀C1時Readmiss)這時發(fā)Read-blk信號把

C29CLCl,C2都改為Valid,其中Read-

blk(3)負責才巴C2由ReservedfValid,P-Read(2)

負責》巴C1由InvalidfValid。

寫的情況:

(1)如果Cl為Valid,寫Cl,則Writehit,I

發(fā)P-write修改C1內容)修改memory)發(fā)

Write-inv⑷給所有Cache5C1變成Reserved狀

態(tài)。

(2)如果C1為Reserved,寫CL貝UWritehit,

發(fā)P-write修改C1內容,不修改memory,C1狀

態(tài)變?yōu)镈irty。

(3)如果Cl為Dirty,寫Cl,則Writehit,

發(fā)P-write修改Cl內容,不修改memory,狀態(tài)

仍為Dirty。

(4)如果Cl為Invalid,C2,C3沒有東西，

這時memory中有這個地址的數(shù)據(jù)副本,從

memory中讀取該副本到C1,再把要寫的內容

寫入C1)這時C1和memory內容不一'致,才巴

C1的狀態(tài)變?yōu)镈irty。

(5)如果Cl為Invalid,C2為Dirty,這時

memory中內容和C；中的內容不一致)把

C2.CL再把要寫的內容寫入CL

ClfDirty)發(fā)Read-inv使其它所有Cache的副

本變成無效狀態(tài)。

(6)如果C1為Invalid,C2為Reserved,這

時memory中的內容和C2內容一致,把

C2fCL再把要寫的內容寫入CL這時C1

與memory內容不一致,使ClfDirty,發(fā)

Read-inv使其它所有Cache的副本變成無效狀

態(tài)。

C1的三種狀態(tài)的圖示:

valid

Cl中的副本和memory中一致

ReservedInvalid

Cl中的副本和memory中一致,都正確

DirtyInvalid

Cl中的副本和memory不一致）

只有Cl中的副采正確

8.其它的一些問題

CPU要向Cache寫數(shù)據(jù),如果writemiss,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。

CacheCoherence問題彳既要：

多處理機系統(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”的內容

第六章CacheCoherence

6.1CacheCoherence問題

6.2監(jiān)聽總線協(xié)議

6.3基于目錄的Cache一致性協(xié)議

6.3.1目錄的一般性問題

6.3.2全映射目錄

6.3.3有限目錄

6.3.4鏈式目錄

6.4三種Cache一致性策略

6.2基于目錄的Cache一致性協(xié)議

6.2.1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，當其它處理機再讀該副本時,

出現(xiàn)Readmiss)要有開銷

(2)采用寫更新協(xié)議■

需要更新所有Cache和memory中的副

本，所以開銷大，有些處理機對更新后的

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

當處理機臺數(shù)增加時，一般不用總線結構，

而采用多級互連網(wǎng)絡。多級互連網(wǎng)絡實現(xiàn)廣

播功能代價很大。

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?M

——基于目錄的協(xié)議的基本思想

3.目錄的結構

（1）目錄里放什么——有關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（每個數(shù)據(jù)結構）包含

若干個指向這個塊（每個數(shù)據(jù)塊有個目錄項）

的Cache副本地址的指針以及一個重寫位

（用來說明是否有一個Cache允許把有關的

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)之中哪些處理機的

Cache中有指定存儲塊的副本。當一臺處理

機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“點對點”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。

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。■

每個存儲模塊維護各自的目錄，目錄

中記錄著每個存儲塊的當前信息。當前信息

指明哪些Cache有該存儲塊的副本。

如下面的圖：

如果C2讀miss）這時C：中有Dirty的副本）

則把它寫回memory,內存再給C2一個副本）

變成Valid。

如果Cl寫命中）它告訴memory控制器,

控制器發(fā)無效命令給在D1的當前向量中有記

錄的所有Cache。

5.三種目錄

全映射（fullmap）目錄：存放與全局存儲

器中每個塊有關的數(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

每個目錄項包含N個指針（N是處理機數(shù)

目）。.

有限（limited）目錄：每個目錄項有固定

數(shù)目的指針（小于N）o

鏈式（chained）目錄：將目錄分布到各個

Cache（其余同全映射目錄）。

622全映射目錄

1.目錄項結構

目錄項中有N個處理機位（對應N臺處理

機）和一個重寫位，如下圖所示：

重寫位（1位）處理機位（N位）

1///

，///:

目錄項:

處理機位表示相應處理機的Cacheblock的

狀態(tài)（存在或不存在）。

有一個也只有一個處理機位為“1。那么

該處理機可以對該塊進行寫操作。

Cache的每個塊有兩個狀態(tài)位:

有效位

有效塊是否允許寫

1位1位

Cache的狀態(tài)位應該和目錄項的狀態(tài)一致。

2.目錄的三種情況

我們來看三臺處理機(三個Cache)的例

子。

(1)CLC2,C3都沒有單元X的副本

（2）Cl,C2,C3同時請求X單元的副本，

這時目錄項中的三個指針（處理機位）被

置一，表示這些Cache中已有數(shù)據(jù)副本。

目錄項的重寫位被置為未寫（c）狀態(tài)，

表示無一處理機允許寫入該數(shù)據(jù)塊。

C1

(3)C3請求對該塊的寫允許權時出現(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。

SharedMemory

x:IDI0I0I1data

ClC2C3x:data

PlP2P3

3.第二種情況一第三種情況的過程

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

對該塊進行寫操作。

(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)目錄項的內容發(fā)幾個無效信號)

(4)Cl和C2收到無效請求后，把相應位置1,

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Cl、C2的指針，發(fā)出允許信

號給C3。

(6)C3收到寫允許信號后夕修改Cache的狀

態(tài)并激活處理機P3。

4.目錄所占空間

假設存儲器大小和處理機臺數(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。

另外目錄項的大小也和處理機臺數(shù)N成正

比）所以目錄的總所占空間和N2成正比。

■

目錄項數(shù)*項大小=0（N2）

太大不便于擴展。

623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：

DirjX

i:指針的數(shù)量。I

X是NB,表示沒有廣播功能的方案。

Di^NB表示沒有廣播功能的全映射方式

Di^NB(i<N):使用i個指針的沒有廣播

功能的有限目錄協(xié)議方式。

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一位，而

是針對處理機的二進制標識符進行編碼，所

以指針占logzN位存儲器。

在全映射方式中，每個處理機對應一個指

針，所以N臺處理機一共用了N位，而有限

目錄中只用logzN位)設N=16夕則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0(NlogzN),比

全映射容易擴充。

如果多處理機系統(tǒng)中的處理機具有局部性,

即在任何給定的時間間隔內，只有一小部分

處理機訪問某個給定的存儲器字，那么有限

目錄足以應付這個小的工作處理機組了。

6.2.4鏈式目錄

用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。

所占的空間及可擴展性同有限目錄。

它的工作原理如下過程所示。

(1)P〔要讀單元二貝Umemory發(fā)送一份副本

給Cl，同時送給C1一個鏈結束指針(CT:

ChainTermination),存儲器也保存指向C1

的指針。

SharedMemory

(2)當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。

C1

(3)重復以上步驟，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，在有鏈結束指針的處理機回答無

效信號之前，存儲器模塊不給P3寫允許權。

無效命令從一個Cache到一個Cache順序

進行)不象snoopy協(xié)議那樣同時發(fā)送給所有

Cacheo

（5）替換。假設C］到CN都有單元X的副本，

還假設單元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R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+］的指針指向

q.p這樣使G從鏈中去掉（這時G中存放丫

了）。

2）使Cj+i到CN中的單元X無效（這時C1中

存放Y了）。

目錄占用的存儲容量：

指針的尺寸以處理機數(shù)目的對數(shù)關系增長

（這和有限目錄相同）log2N,每個Cache塊

的指針數(shù)目與處理機個數(shù)無關。

解決Cache一致性的其它辦法：

(1)不允許有私有Cache:SharedCache

方案

(2)可寫的共享數(shù)據(jù)不存放在Cache中

第六章CacheCoherence

6.1CacheCoherence問題

6.2監(jiān)聽總線協(xié)議

6.3基于目錄的Cache一致性協(xié)議

6.4三種Cache一致性策略

6.4.1采用Write-Through策略的Cache

6.4.2采用Write-用ch策略的Cache

6.4.3采用Write-Once策略的Cache

6.4三種Cache一致性策略

6.4.1采用Write-Through策略的Cache

數(shù)據(jù)塊的兩種狀態(tài)：

有效和無效（指本地處理機相應數(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：B

Rr和Wr:其它處理機對該數(shù)據(jù)塊（指在其

它處理機Cache中的數(shù)據(jù)塊）的讀寫

R1和W1:是本地處理機對該數(shù)據(jù)塊的讀寫

狀態(tài)轉移圖如下：

Cache的數(shù)據(jù)塊為無效時：

其它處理機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Read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：

本地處理機的讀、寫操作）不會影響該狀

態(tài)；

其它處理機對存有相同內容的數(shù)據(jù)塊讀，

不會影響該狀態(tài)；

其它處理機對存有相同內容的數(shù)據(jù)塊執(zhí)行

了寫操作，該數(shù)據(jù)塊狀態(tài)變成無效。

6.4.2采用Write-Back策略的Cache

1.數(shù)據(jù)塊的三種狀態(tài)

R0（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中的內容還沒有被修改。

無效狀態(tài)：“過時”數(shù)據(jù)。

2.一致性的四種操作：

Rr和Wr:其它處理機對該數(shù)據(jù)塊（指在其

它處理機Cache中的數(shù)據(jù)塊）的讀寫

R1和W1:是本地處理機對該數(shù)據(jù)塊的讀寫

狀態(tài)轉移圖如下：

4.處于讀-寫狀態(tài)

本地讀、寫不會改變狀態(tài)

遠程讀：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（即把內容

寫回Memory）,另外還需要把正確的數(shù)據(jù)

傳遞給遠程讀的處理機相應的Cache。

兩個Cache的狀態(tài)-RO

遠程寫：把本地處理機的數(shù)據(jù)塊傳遞給遠

程處理機，遠程處理機對數(shù)據(jù)塊進行寫操作,

遠程處理機對應的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)

本地讀：無效fRO

本地寫：無效fWR（同時使其它擁有相

同內容的數(shù)據(jù)塊的Cache中相應的數(shù)據(jù)塊的

狀態(tài)變成無效）

遠程寫、遠程讀：不影響狀態(tài)的改變

6.4.3采用Write-Once策略的Cache

1.Write-Through和Write-Back的缺點

Write-Through策略的弱點是每次都要修改

memory,所以總線流量增大；

Write-Back策略的弱點是Cache寫了一次后,

Memory中的內容不一致。

2.Write-Once的基本思想

把Write-Throug