一致性 vs. 相合性
单地址读写规则 vs. 多地址读写顺序，本课先解决前者
CS152 · 第 21 课
单核性能提升在 2004 年前后趋于平缓（时钟频率、单线程性能都撞上了功耗墙），处理器转向多核。这一课直面多核带来的新问题：每个核心都有自己的私有缓存时，怎么保证所有核心看到的内存"故事"是一致的？
一致性（Coherence）：一次读操作能返回什么值？——只关心对单个内存位置的读写。相合性（Consistency）：写入什么时候对读者可见？——关心对多个内存位置的读写顺序。这一课先解决一致性问题，第 22 课再处理相合性。
缓存一致性问题的具体场景：Core1 读取 X（缓存了值 2），Core2 写入 X（自己的缓存变成 3），此时主存里仍然是旧值 2——如果 Core1 之后再读 X，如果直接信任自己缓存里的旧值 2，就会得到错误答案。
核心思路："让缓存监听（snoop）其他缓存在内存总线上的事务，然后做出正确的反应"。硬件上，缓存的标签阵列是双端口的：一个端口服务本地处理器，另一个只读端口挂在内存总线上，专门监听总线上的其他事务。协议的两条基本规则：写缺失——在真正执行写操作之前，先让该地址在所有其他缓存中失效；读缺失——如果在某个缓存中发现了脏（dirty）副本，先把它写回内存，再执行读取。
状态转移的核心：I→M（写缺失）、I→S（读缺失，从内存取得该行）、S→M（本处理器打算写入）、M→S（其他处理器读取，本处理器先写回）、M→I（其他处理器打算写入，本处理器先写回）、S→I（其他处理器打算写入）。关键观察：任何进入 M 状态的路径都要求独占——这正是保证内存整体一致的根本机制。
MESI 在 MSI 基础上新增了 E（Exclusive，独占但未修改）状态：如果读缺失发生时没有其他共享者，直接进入 E 而不是 S；此后如果本处理器要写入，E→M 可以静默完成，不需要产生任何一致性流量——这正是 MESI 相对 MSI 的性能优化：常见的"读后立即写"（read-modify-write）模式，如果数据本来就是私有的，就不必先经过 S 状态再触发一次多余的一致性广播。
如果 L1/L2 满足包含性质（L1 的内容必须也在 L2 中），窥探逻辑就只需要挂在 L2 上：L2 缺失就意味着 L1 里一定也没有；只有当某次失效命中了 L2，才需要进一步探测并使 L1 中对应的行失效——这样"在总线上窥探"这件事完全不占用 CPU-L1 之间的宝贵带宽。干预（Intervention）：当一个缓存持有脏（已修改）数据，而另一个处理器发生读缺失时，即使主存本身返回的是过期数据，也必须由持有脏数据的那个缓存通过内存控制器把正确的数据"插话"提供出来。
一个缓存行通常包含不止一个字，而一致性协议是按行粒度维护的，不是按字粒度。假共享发生在两个处理器写入不同的字、但这些字恰好落在同一个缓存行里——这会触发本来不必要的失效流量。区分的关键测试：真共享缺失——即使缓存行只有 1 个字，这次缺失依然会发生（真实存在数据依赖）；假共享缺失——如果缓存行只有 1 个字，这次缺失就不会发生（纯粹是行粒度造成的误伤）。这正是缓存缺失的"第四个 C"：一致性缺失（Coherence miss），与强制性、容量性、冲突性缺失并列。
真共享 vs. 假共享判定实例（MSI 协议，重新核对）：假设 x1 和 x2 位于同一缓存行，P1、P2 都曾经读过这行：
| 时刻 | P1 | P2 | 判定 |
|---|---|---|---|
| 1 | 写 x1 | 真共享缺失：使 P2 中 x1 失效 | |
| 2 | 读 x2 | 假共享缺失：x1 与 x2 无关 | |
| 3 | 写 x1 | 假共享缺失：x1 与 x2 无关 | |
| 4 | 写 x2 | 真共享缺失：x2 本身不可写 | |
| 5 | 读 x2 | 真共享缺失：P1 中 x2 已失效 |
逐行核对 MSI 状态转移：T1 时 P1 写 x1 触发 S→M（P1）和 S→I（P2）——这是围绕 x1 本身的真实数据依赖，判定真共享；T2 时 P2 的行早已因 T1 失效，读 x2 触发缺失，但 x2 从未被 P1 碰过，判定假共享；T3 同理，P1 再次写 x1，与 x2 无关，假共享；T4 时 P2 写 x2，这次是围绕 x2 本身的真实写操作，判定真共享；T5 时 P1 读 x2，而 x2 恰好在 T4 被 P2 真正修改过，P1 的副本因此失效，判定真共享。逐行重新推演后，五行判定与幻灯片完全一致——这个例子直观展示了"同一缓存行、同一份失效流量，可能是真依赖，也可能是纯粹的行粒度误伤"，取决于当次访问的字是否真的是被写过的那个字。
窥探协议要求每次访存都向所有缓存广播——核心数增多后，这条广播总线本身就会成为瓶颈（"大多数窥探请求根本找不到匹配"，纯属浪费带宽）。目录式一致性的思路：每一行内存都关联一份目录信息，记录当前有哪些缓存持有该行的副本、处于什么状态；发生缺失时，先查目录，然后只与真正持有副本的那些节点通信，而不是广播给所有节点。
目录侧的状态（区别于 MESI 命名）：R(dir)——被 dir 集合中的站点共享（dir 为空表示没有任何站点缓存该行）；W(id)——被站点 id 独占缓存并已修改，内存数据已过期；TR(dir)——瞬态，等待失效请求的确认；TW(id)——瞬态，等待站点 id 把该行数据同步回主存。真实例子：Intel Knights Corner（2012）用环形互联把核心和"标签目录（TD）"/"内存控制器（GDDR MC）"节点串起来，是目录式一致性在真实芯片上的落地。
问题 1：MESI 协议相对 MSI 协议新增的 E（Exclusive）状态，主要优化了什么场景？
问题 2：如何判断一次缓存一致性缺失是"真共享"还是"假共享"？
问题 3：目录式一致性协议相对窥探式协议，是如何突破"核心数增多后广播带宽成为瓶颈"这个问题的？
单地址读写规则 vs. 多地址读写顺序，本课先解决前者
M 态保证独占，E 态让私有数据写入无需广播
行粒度一致性带来的意外代价，用"单字缓存行"思想实验判定
只与真正持有副本的节点通信，突破窥探式广播的带宽瓶颈
sp23/lecture_slides/L21_Cache_Coherence.pdf（UC Berkeley CS152/CS252A, Spring 2023, Sophia Shao）