2.4 CPU 缓存一致性(比较重要)
CPU Cache 的数据写入
什么时机才把 Cache 中的数据写回到内存呢？为了应对这个问题，下面介绍两种针对写入数据的方法：
- 写直达（Write Through）
- 写回（Write Back）
写直达
保持内存与 Cache 一致性最简单的方式是，把数据同时写入内存和 Cache 中，这种方法称为写直达（Write Through）。
在这个方法里，写入前会先判断数据是否已经在 CPU Cache 里面了：
- 如果数据已经在 Cache 里面，先将数据更新到 Cache 里面，再写入到内存里面；
- 如果数据没有在 Cache 里面，就直接把数据更新到内存里面。
写直达法很直观，也很简单，但是问题明显，无论数据在不在 Cache 里面，每次写操作都会写回到内存，这样写操作将会花费大量的时间，无疑性能会受到很大的影响。
写回
在写回机制中，当发生写操作时，新的数据仅仅被写入 Cache Block 里，只有当修改过的 Cache Block「被替换」时才需要写到内存中，减少了数据写回内存的频率，这样便可以提高系统的性能。
- 如果当发生写操作时，数据已经在 CPU Cache 里的话，则把数据更新到 CPU Cache 里，同时标记 CPU Cache 里的这个 Cache Block 为脏（Dirty）的，这个脏的标记代表这个时候，我们 CPU Cache 里面的这个 Cache Block 的数据和内存是不一致的，这种情况是不用把数据写到内存里的；
- 如果当发生写操作时，数据所对应的 Cache Block 里存放的是「别的内存地址的数据」的话，就要检查这个 Cache Block 里的数据有没有被标记为脏的：
- 如果是脏的话，我们就要把这个 Cache Block 里的数据写回到内存，然后再把当前要写入的数据，先从内存读入到 Cache Block 里（应该是可以提高下次的缓存命中率），然后再把当前要写入的数据写入到 Cache Block，最后也把它标记为脏的；
- 如果不是脏的话，把当前要写入的数据先从内存读入到 Cache Block 里，接着将数据写入到这个 Cache Block 里，然后再把这个 Cache Block 标记为脏的就好了。
缓存一致性问题
现在 CPU 都是多核的，由于 L1/L2 Cache 是多个核心各自独有的，那么会带来多核心的缓存一致性（Cache Coherence） 的问题，如果不能保证缓存一致性的问题，就可能造成结果错误。任何一方修改了数据需要告知其他核心
那么，要解决这一问题，就需要一种机制，来同步两个不同核心里面的缓存数据。要实现的这个机制的话，要保证做到下面这 2 点：
- 第一点，某个 CPU 核心里的 Cache 数据更新时，必须要传播到其他核心的 Cache，这个称为写传播（Write Propagation）；
- 第二点，某个 CPU 核心里对数据的操作顺序，必须在其他核心看起来顺序是一样的，这个称为事务的串行化（Transaction Serialization）。
要实现事务串行化，要做到 2 点：
- CPU 核心对于 Cache 中数据的操作，需要同步给其他 CPU 核心；
- 要引入「锁」的概念，如果两个 CPU 核心里有相同数据的 Cache，那么对于这个 Cache 数据的更新，只有拿到了「锁」，才能进行对应的数据更新。
总线嗅探
写传播的原则就是当某个 CPU 核心更新了 Cache 中的数据，要把该事件广播通知到其他核心。最常见实现的方式是总线嗅探（Bus Snooping）。
当 A 号 CPU 核心修改了 L1 Cache 中 i 变量的值，通过总线把这个事件广播通知给其他所有的核心，然后每个 CPU 核心都会监听总线上的广播事件，并检查是否有相同的数据在自己的 L1 Cache 里面，如果 B 号 CPU 核心的 L1 Cache 中有该数据，那么也需要把该数据更新到自己的 L1 Cache。
可以发现，总线嗅探方法很简单，CPU 需要每时每刻监听总线上的一切活动，但是不管别的核心的 Cache 是否缓存相同的数据，都需要发出一个广播事件，这无疑会加重总线的负载。
另外，总线嗅探只是保证了某个 CPU 核心的 Cache 更新数据这个事件能被其他 CPU 核心知道，但是并不能保证事务串行化。
于是，有一个协议基于总线嗅探机制实现了事务串行化，也用状态机机制降低了总线带宽压力，这个协议就是 MESI 协议，这个协议就做到了 CPU 缓存一致性。
MESI 协议
MESI 协议其实是 4 个状态单词的开头字母缩写，分别是：
- Modified，已修改
- Exclusive，独占
- Shared，共享
- Invalidated，已失效
这四个状态来标记 Cache Line 四个不同的状态。
「已修改」状态就是我们前面提到的脏标记，代表该 Cache Block 上的数据已经被更新过，但是还没有写到内存里。而「已失效」状态，表示的是这个 Cache Block 里的数据已经失效了，不可以读取该状态的数据。
「独占」和「共享」状态都代表 Cache Block 里的数据是干净的，也就是说，这个时候 Cache Block 里的数据和内存里面的数据是一致性的。
「独占」和「共享」的差别在于，独占状态的时候，数据只存储在一个 CPU 核心的 Cache 里，如果要向独占的 Cache 写数据，就可以直接自由地写入，而不需要通知其他 CPU 核心，不会出现缓存一致性问题。
另外，在「独占」状态下的数据，如果有其他核心从内存读取了相同的数据到各自的 Cache，那么这个时候，独占状态下的数据就会变成共享状态。
那么，「共享」状态代表着相同的数据在多个 CPU 核心的 Cache 里都有，所以当我们要更新 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，要求先把其他核心的 Cache 中对应的 Cache Line 标记为「无效」状态，然后再更新当前 Cache 里面的数据。（先标记再修改）
我们举个具体的例子来看看这四个状态的转换：
- 当 A 号 CPU 核心从内存读取变量 i 的值，数据被缓存在 A 号 CPU 核心自己的 Cache 里面，此时其他 CPU 核心的 Cache 没有缓存该数据，于是标记 Cache Line 状态为「独占」，此时其 Cache 中的数据与内存是一致的；
- 然后 B 号 CPU 核心也从内存读取了变量 i 的值，此时会发送消息给其他 CPU 核心，由于 A 号 CPU 核心已经缓存了该数据，所以会把数据返回给 B 号 CPU 核心。在这个时候，A 和 B 核心缓存了相同的数据，Cache Line 的状态就会变成「共享」，并且其 Cache 中的数据与内存也是一致的；
- 当 A 号 CPU 核心要修改 Cache 中 i 变量的值，发现数据对应的 Cache Line 的状态是共享状态，则要向所有的其他 CPU 核心广播一个请求，要求先把其他核心的 Cache 中对应的 Cache Line 标记为「无效」状态，然后 A 号 CPU 核心才更新 Cache 里面的数据，同时标记 Cache Line 为「已修改」状态，此时 Cache 中的数据就与内存不一致了。
- 如果 A 号 CPU 核心「继续」修改 Cache 中 i 变量的值，由于此时的 Cache Line 是「已修改」状态，因此不需要给其他 CPU 核心发送消息，直接更新数据即可。
- 如果 A 号 CPU 核心的 Cache 里的 i 变量对应的 Cache Line 要被「替换」，发现 Cache Line 状态是「已修改」状态，就会在替换前先把数据同步到内存。
所以，可以发现当 Cache Line 状态是「已修改」或者「独占」状态时，修改更新其数据不需要发送广播给其他 CPU 核心，这在一定程度上减少了总线带宽压力。
MESI 协议的四种状态之间的流转过程，我汇总成了下面的表格，你可以更详细的看到每个状态转换的原因：
