面经常见问题：操作系统与体系结构篇

最著名、最基础的缓存一致性协议是MESI，也称为伊利诺伊协议。它通过为每个缓存行（Cache Line，缓存的基本单位）维护一个状态位，并通过核心之间的通信来维护状态。
MESI是四个状态的缩写：

M - 修改（Modified）
- 状态：该缓存行是“脏的”，即它的数据已被当前核心修改，与主内存中的数据不一致。这是该数据唯一的最新副本。
- 责任：当这个缓存行被替换时，必须将其写回主内存。
- 对应行：其他核心的缓存中没有该数据的副本。
E - 独占（Exclusive）
- 状态：该缓存行是“干净的”，其数据与主内存一致。但只有当前核心拥有这份副本。
- 特权：当前核心可以随时对其进行修改，而无需通知其他核心。一旦修改，状态会变为 M。
- 对应行：其他核心的缓存中没有该数据的副本。
S - 共享（Shared）
- 状态：该缓存行是“干净的”，数据与主内存一致。
- 限制：可能有多个核心的缓存中都存在该数据的副本。因此，当前核心不能直接修改它，必须先与其他核心沟通。
- 对应行：其他核心的缓存中可能有该数据的副本。
I - 无效（Invalid）
- 状态：该缓存行是无效的，不能使用。它要么是空的，要么里面的数据是过时的。
- 要求：如果核心要读取或写入一个处于 I 状态的缓存行，它必须先从其他核心或主内存中获取最新数据。

假设有两个核心，Core A 和 Core B。

初始：内存地址 X 的值为 10。没有核心缓存它。
Core A 读取 X：
- Core A 缓存未命中，在总线上发送 Bus Read。
- 无人响应，从内存读取值 10。
- Core A 的缓存行状态变为 E（独占）。
Core B 读取 X：
- Core B 缓存未命中，在总线上发送 Bus Read。
- Core A “嗅探”到这个请求，知道自己有副本。
- Core A 将数据提供给 Core B，并将自己的状态从 E 变为 S。
- Core B 接收到数据，状态设置为 S。
Core A 要写入 X（比如改为 20）：
- Core A 发现自己的状态是 S，不能直接写。
- 它在总线上发送 Bus Upgrade 或 Bus Read Exclusive 消息。
- Core B “嗅探”到这个消息，知道自己副本要失效了，将自己的缓存行状态变为 I。
- Core A 收到确认后，执行写入操作，并将自己的状态从 S 变为 M。此时，Core A 的缓存是最新值 20，Core B 的缓存已无效，内存中的数据（10）也已过时。
Core B 再次读取 X：
- Core B 缓存行状态是 I，未命中。发送 Bus Read。
- Core A “嗅探”到请求，发现自己状态是 M（已修改）。
- Core A 将数据（20）写回总线（或先写回内存再提供），并将自己的状态变为 S。
- Core B 接收到最新数据 20，状态变为 S。

总线窥探（Snooping）：上述机制依赖于所有核心监听总线上的所有消息，这在大规模多核系统中可能成为瓶颈。
目录协议（Directory Protocol）：为了解决窥探的扩展性问题，更高级的系统使用“目录”。目录作为一个中心化的组件，记录每个缓存行被哪些核心缓存。当一个核心需要修改数据时，它只需查询目录，然后由目录直接通知那些持有副本的核心使其失效，而不是广播到所有核心。这在NUMA架构中非常常见。
存储缓冲区（Store Buffer）：为了不让核心在写操作时总是等待其他核心的响应（例如，等待 Bus Upgrade 的确认），CPU引入了存储缓冲区。核心可以先把写操作放入存储缓冲区，然后继续执行后续指令。这虽然提升了性能，但也引入了更复杂的内存一致性模型问题（如需要内存屏障指令）。