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根据此图，如果写入缓存未命中并在另一个 CPU 缓存中复制（例如共享/独占状态）。步骤是：

1. Snooping cores (with cache line copy) 将 state 设置为Invalid。

2.当前缓存存储新的主存值。

为什么其中一个监听内核一开始不能将其缓存线值放在总线上？然后进入无效状态。相同的算法用于现有副本的读取未命中。谢谢你。

我的教授拒绝回答这个问题，我开始怀疑他不知道答案。

我得到了以下

假设我们有两个线程在并行 CPU 上运行（从 RAM 中的同一数据块写入和读取）第一个缓存处于状态 M；第二个处于未知状态（根据我的理解必须处于I状态）

问题是：如果 BusWrite 是从第二个缓存发送的，是否有可能将第一个缓存写回 RAM，肯定不是最新更新但第二个缓存中最新修改的值被写回 RAM？

我的教授说是的，我的问题是为什么我们要将未更新的数据写回 RAM？

我有时会看到这样的优化代码：

与此代码相反：

我想这段代码是以这种方式编写的，以减少 CPU 中的内存带宽。这是对典型 CPU 的良好优化（当值可能已经为 0 时），为什么？

这对 MESI 状态意味着什么：如果我将相同的值写回高速缓存行（写入但不修改），是否存在从共享到修改的状态转换？或者这对于 CPU 来说是否太复杂而无法检测到？

典型的 CPU（或至少一些）是否针对这种情况进行了优化？

在使用 MESI 协议（使用 l1 和 l2 包容性）的缓存中是否存在这样的情况，其中 l2 可以将无效指令发送到 l1 中已经无效的行。

我正在学习 CPU 缓存，现在我仍然对缓存一致性协议 (MESI) 有误解。想象一下，我们有 2 个内核有一个处于共享状态的缓存线。其中一个执行读取，另一个执行写入：

核心 1 可以观察到一些中间状态吗？我的意思是这样的：

1. Core 2将缓存行标记L1D为已修改并将更改写入其中。
2. core 1的缓存中的缓存行L1D仍然处于Shared状态，因此读取恰好读取了陈旧的值。
3. 在读取过时值之后，缓存中的行已core 1被L1D标记为无效。

在英特尔的 MESI/MESIF 实施中是否可能出现这种情况？

• MESI 的重点是保留共享内存系统的概念。
• 然而，使用存储缓冲区，事情变得复杂了：
• 一旦数据到达 MESI 实现的缓存，内存就会在下游保持一致。
• 但是，在此之前，每个内核可能不同意内存位置 X 中的内容，具体取决于每个内核的本地存储缓冲区中的内容。
• 因此，从每个核心的角度来看，内存的状态似乎是不同的——它是不连贯的。
• 那么，为什么我们要“部分”地执行与 MESI 的一致性呢？

编辑：在进一步缩小了真正让我困惑的地方之后，进行了实质性的编辑。我试图保持问题的一般概念不变，以保持收到的重要答案的相关性。

我认为，为了让 CPU 继续执行后续指令，存储缓冲区必须做部分 MESI 处理以获得缓存一致性，因为最新的值存储在存储缓冲区而不是缓存中。因此，存储缓冲区发送读取无效或无效 REQ 消息，并在 ACK 到达后刷新最新值到缓存。
而 Cache 做不到。

我的分析和结果对吗？
还是所有MESI处理都由缓存完成？

我想知道我上面提到的是什么样的协议。更准确地说，我的问题是：它们是写更新还是写无效？还是取决于他们的实施？谢谢

Core A 将值 x 写入 storebuffer，等待无效的 ack，然后将 x 刷新到缓存。它是只等待一个 ack 还是等待所有 ack ？它如何知道所有 CPU 中有多少 ack？

我有以下进程，我尝试使 ProcessB 的延迟非常低，所以我一直使用紧密循环并隔离 cpu core 2。

共享内存中的全局变量：

ProcessA（在核心 1 中）

ProcessB（在核心 2 中）

ProcessC（在核心 3 中）

在这些简单的伪代码进程中，当 ProcessesA 将 bDOIT 修改为 1 时，它将使 Core 2 中的缓存行无效，然后在 ProcessB 获得 bDOIT=1 之后，ProcessB 将执行 memcpy(localxyz,glbXYZ) 。

由于 evry 1000 usec ProcessC 将使 Core2 中的 glbXYZ 无效，我想这会影响 ProcessB 尝试执行 memcpy(localxyz,glbXYZ) 时的延迟，因为当 ProcessB 将 bDOIT 扫描到 1 时，glbXYZ 已经被 ProcessC 无效，

glbXYZ 的新值仍在核心 3 L1$ 或 L2$ 中，在 ProcessB 实际得到 bDOIT=1 后，此时 core2 知道它的 glbXYZ 无效，所以此时它询问 glbXYZ 的新值，ProcessB 延迟受等待glbXYZ 的新值。

我的问题 ：

如果我有一个 processD（在核心 4 中），它会：

这个 ProcessD 是否会让 glbXYZ 更早地刷新到 L3$，这样当核心 2 中的 ProcessB 知道它的 glbXYZ 无效时，它会询问 glbXYZ 的新值，这个 ProcessD 会帮助 PrcoessB 更早地获得 glbXYZ 吗？！由于 ProcessD 一直帮助将 glbXYZ 变为 L3$。