缓存一致性与MESI协议Snoop操作
参考博文：https://www.cnblogs.com/luoahong/p/11358997.html
一、缓存一致性问题指的是什么
在这两个CPU核心里，1号核心要写一个数据到内存里。这个怎么理解呢？我拿一个例子来给你解释。
比方说，iPhone降价了，我们要把iPhone最新的价格更新到内存里。为了性能问题，它采用了上一讲我们说的写回策略，
1、先把数据写入到L2 Cache里面，然后把Cache Block标记成脏的。这个时候，数据其实并没有被同步到L3 Cache或者主内存里
2、1号核心希望在这个Cache Block要被交换出去的时候，数据才写入到主内存里。
3、如果我们的CPU只有1号核心这一个CPU核，那这其实是没有问题的。不过，我们旁边还有一个2号核心呢！
4、这个时候，2号核心尝试从内存里面去读取iPhone的价格，结果读到的是一个错误的价格。这是因为，iPhone的价格刚刚被1号核心更新过。
但是这个更新的信息，只出现在1号核心的L2 Cache里，而没有出现在2号核心的L2 Cache或者主内存里面。
这个问题，就是所谓的缓存一致性问题，1号核心和2号核心的缓存，在这个时候是不一致的。
二、写传播
为了解决这个缓存不一致的问题，我们就需要有一种机制，来同步两个不同核心里面的缓存数据。那这样的机制需要满足什么条件呢？我觉得能够做到下面两点就是合理的。
第一点叫 写传播（Write Propagation）。写传播是说，在一个CPU核心里，我们的Cache数据更新，必须能够传播到其他的对应节点的Cache Line里。
既然我们数据写完了，自然要同步到其他CPU核的Cache里
三、事务的串行化
第二点叫 事务的串行化（Transaction Serialization），事务串行化是说，我们在一个CPU核心里面的读取和写入，在其他的节点看起来，顺序是一样的。
我们还拿刚才修改iPhone的价格来解释。这一次，我们找一个有4个核心的CPU。1号核心呢，先把iPhone的价格改成了5000块。差不多在同一个时间，2号核心把iPhone的价格改成了
这里两个修改，都会传播到3号核心和4号核心差不多在同一个时间，2号核心把iPhone的价格改成了6000块。
1、然而这里有个问题，3号核心先收到了2号核心的写传播，再收到1号核心的写传播。所以3号核心看到的iPhone价格是先变成了6000块，再变成了5000块。
2、而4号核心呢，是反过来的，先看到变成了5000块，再变成6000块。虽然写传播是做到了，但是各个Cache里面的数据，是不一致的。
事实上，我们需要的是，从1号到4号核心，都能看到相同顺序的数据变化。比如说，都是先变成了5000块，再变成了6000块。这样，我们才能称之为实现了事务的串行化。
事务的串行化，不仅仅是缓存一致性中所必须的。比如，我们平时所用到的系统当中，最需要保障事务串行的就是数据库。多个不同的连接去访问数据库的时候，
化我们必须保障事务的串行化，做不到事务的串行化的数据库，根本没法作为可靠的商业数据库来使用。
而在CPU Cache里做到事务串行化，需要做到两点：
1、是一个CPU核心对于数据的操作，需要同步通信给到其他CPU核心。
2、如果两个CPU核心里有同一个数据的Cache，那么对于这个Cache数据的更新，需要有一个“锁”的概念。只有拿到了对应Cache Block的“锁”之后，才能进行对应的数据更新。
接下来，我们就看看实现了这两个机制的MESI协议。
四、总线嗅探
要解决缓存一致性问题，首先要解决的是多个CPU核心之间的数据传播问题。最常见的一种解决方案呢，叫作 总线嗅探（Bus Snooping）。
这个名字听起来，你多半会很陌生，但是其实特很好理解。
这个策略，本质上就是把所有的读写请求都通过总线（Bus）广播给所有的CPU核心，然后让各个核心去“嗅探”这些请求，再根据本地的情况进行响应。
总线本身就是一个特别适合广播进行数据传输的机制，所以总线嗅探这个办法也是我们日常使用的IntelCPU进行缓存一致性处理的解决方案。
关于总线这个知识点，我们会放在后面的I/O部分更深入地进行讲解，这里你只需要了解就可以了。
五、写失效协议
基于总线嗅探机制，其实还可以分成很多种不同的缓存一致性协议。不过其中最常用的，就是今天我们要讲
的MESI协议。和很多现代的CPU技术一样，MESI协议也是在Pentium时代，被引入到Intel CPU中的。
MESI协议，是一种叫作 写失效（Write Invalidate）的协议。在写失效协议里：
1、只有一个CPU核心负责写入数据，
2、其他的核心，只是同步读取到这个写入。在这个CPU核心写入Cache之后，它会去广播一个“失效”请求告诉所有其他的CPU核心。
3、其他的CPU核心，只是去判断自己是否也有一个“失效”版本的CacheBlock，然后把这个也标记成失效的就好了。
六、写广播协议
相对于写失效协议，还有一种叫作 写广播（Write Broadcast）的协议。
1、一个写入请求广播到所有的CPU核心，同时更新各个核心里的Cache。写广播在实现上自然很简单，
2、但是写广播需要占用更多的总线带宽。
写失效只需要告诉其他的CPU核心，哪一个内存地址的缓存失效了，
但是写广播还需要把对应的数据传输给其他CPU核心
七、Cache Line的四个不同的标记
做不到事务串行话的数据库，根本没法作为可靠的商业书库看来使用
M：代表已修改（Modified）
E：代表独占（Exclusive）
S：代表共享（Shared）
I：代表已失效（Invalidated）
“已修改”和“已失效”
1、这两个状态比较容易理解。所谓的“已修改”，就是我们上一讲所说的“脏”的Cache Block。Cache Block里面的内容我们已经更新过了，
但是还没有写回到主内存里面。
2、而所谓的“已失效“，自然是这个Cache Block里面的数据已经失效了，我们不可以相信这个Cache Block里面的数据。
“独占”和“共享”这两个状态。
这就是MESI协议的精华所在了。无论是独占状态还是共享状态，缓存里面的数据都是“干净”的。这个“干净”，自然对应的是前面所说的“脏”的，也就是
说，这个时候，Cache Block里面的数据和主内存里面的数据是一致的。
“独占”和“共享”这两个状态的差别在哪里呢？
这个差别就在于，在独占状态下，对应的Cache Line只加载到了当前CPU核所拥有的Cache里。其他的CPU核，并没有加载对应的数据到自己的Cache里。这个
时候，如果要向独占的Cache Block写入数据，我们可以自由地写入数据，而不需要告知其他CPU核。
在独占状态下的数据
如果收到了一个来自于总线的读取对应缓存的请求，它就会变成共享状态。这个共享状态是因为，这个时候，另外一个CPU核心，也把对应的Cache Block，从内存里面加载到了自己的Cache里来。
而在共享状态下
因为同样的数据在多个CPU核心的Cache里都有。所以，当我们想要更新Cache里面的数据的时候，不能直接修改，而是要先向所有的其他CPU核心广播一个请求，要求先把其他CPU核心里面的Cache，都变成无效的状态，然后再更新当前Cache里面的数据。这个广播操作，一般叫作RFO（Request
For Ownership），也就是获取当前对应Cache Block数据的所有权。
有没有觉得这个操作有点儿像我们在多线程里面用到的读写锁。在共享状态下，大家都可以并行去读对应的数据。但是如果要写，我们就需要通过一个锁，获取当前写入位置的所有权。
整个MESI的状态，可以用一个有限状态机来表示它的状态流转。需要注意的是，对于不同状态触发的事件操作，可能来自于当前CPU核心，也可能来自总线里其他CPU核心广播出来的信号。我把对应的状态机流转
图放在了下面，你可以对照着Wikipedia里面MESI的内容，仔细研读一下。
八、总结延伸
好了，关于CPU Cache的内容，我们介绍到这里就结束了。我们来总结一下。这一节，我们其实就讲了两块儿内容，一个是缓存一致性，另一个是MESI协议。
想要实现缓存一致性，关键是要满足两点。第一个是写传播，也就是在一个CPU核心写入的内容，需要传播到其他CPU核心里。
更重要的是第二点，保障事务的串行化，才能保障我们的数据是真正一致的，我们的程序在各个不同的核心上运行的结果也是一致的。
这个特性不仅在CPU的缓存层面很重要，在数据库层面更加重要。
之后，我介绍了基于总线嗅探机制的MESI协议。MESI协议是一种基于写失效的缓存一致性协议。写失效的协议的好处是，我们不需要在总线上传输数据内容，
而只需要传输操作信号和地址信号就好了，不会那么占总线带宽。
MESI协议，是已修改、独占、共享以及已失效这四个缩写的合称。独占和共享状态，就好像我们在多线程应用开发里面的读写锁机制，确保了我们的缓存一致性。
而整个MESI的状态变更，则是根据来自自己CPU核心的请求，以及来自其他CPU核心通过总线传输过来的操作信号和地址信息，进行状态流转的一个有限状态机。
九、附录MOSEI介绍
MOSEI
－ MOESI协议引入了一个O(Owned)状态，并在MESI协议的基础上，进行了重新定义了S状态，而E、M和I状态和MESI协议的对应状态相同。
- O位。O位为1表示在当前Cache 行中包含的数据是当前处理器系统最新的数据拷贝，而且在其他CPU中一定具有该Cache行的副本，其他CPU的Cache行状态为S。如果主存储器的数据在多个CPU的Cache中都具有副本时，有且仅有一个CPU的Cache行状态为O，其他CPU的Cache行状态只能为S。与MESI协议中的S状态不同，状态为O的Cache行中的数据与存储器中的数据并不一致。
- S位。在MOESI协议中，S状态的定义发生了细微的变化。当一个Cache行状态为S时，其包含的数据并不一定与存储器一致。如果在其他CPU的Cache中不存在状态为O的副本时，该Cache行中的数据与存储器一致；如果在其他CPU的Cache中存在状态为O的副本时，Cache行中的数据与存储器不一致。
