MESI 快取一致性協議
MESI協議
MESI協議是基於Invalidate的快取記憶體一致性協議，並且是支援回寫快取記憶體的最常用協議之一
此外還有一些其他的快取一致性協議比如：MSI，MOSI，Synapse，Firefly及DragonProtocol等等
主流的計算機cpu執行，簡要流程
如下圖所示：
執行資料載入的流程如下：
- 將程式和資料從硬碟載入到記憶體中去
- 將資料從記憶體中載入到CPU的快取中去，大多為三級快取（L3 -> L2 -> L1）
- CPU取快取中的資料，載入到暫存器中，進行計算
- CPU將計算完成的資料重新整理回快取，在一定的條件會重新整理回記憶體中去，保持資料的一致性
為什麼需要快取一致性協議
在現在CPU多為多核的情況下，每個核心有自己單獨的快取區，當多個核心一起操作多個執行緒對同一個資料進行操作時，如果在核心B在核心A把修改完之後的資料重新整理回記憶體中去之前，進行了資料的操作，就會導致資料的不確定性。
匯流排加鎖可以解決這種情況，但是在加鎖的時候，在一個核心操作該資料完成前，其他核心也無法修改其他資料，這會導致CPU的效能嚴重下降。
快取一致性協議只會對單個的快取行進行類似加鎖的操作，來進可能的保證資料的一致性
MESI的狀態
MESI的四個字母就是標記快取行的四種狀態 M E S I
| 狀態 | 描述 | 狀態改變條件 |
|---|---|---|
| M 修改 （Modify） | 表示該快取行有效，但是是被更改過的，與記憶體中的資料並不一致，並且該快取行只存在於本快取中 |
當有其他試圖讀取該快取在記憶體中的源資料時，它們須等待此快取寫回到記憶體，這時此快取行的狀態為S |
| E 獨佔 （Exclusive） | 表示該快取行有效，資料和記憶體中的一致（乾淨），並且資料只存在於本快取行中 | 如果有相應的其他讀取記憶體中關於本快取行的操作時，會將自身的狀態更改為S。 |
| S 共享 （Shared） | 表示該快取行有效，資料和記憶體中的一致，並且資料也同時存在於其他快取中 | 如果其他快取將該資料在它當前所在的快取區域內將快取修改，那麼其他沒有修改的快取就需要把S狀態修改為I狀態 |
| I 無效 （Invalid） | 該快取行資料無效 |
那麼接下來我們來看幾張圖來理解這幾個狀態：
M （修改）和 E （獨佔）的描述（不包括狀態改變條件）
我們先只關心CPU-1 的操作步驟
- 我們先發出了一條指令，要讀取記憶體中a0的資料
- 我們經過匯流排等步驟，來到了記憶體
- 我們從記憶體中取到了資料並放入到了快取中，此時這個快取行的狀態為E （獨佔，只存在於當前資料行中，並且乾淨）
- CPU獲得資料
-
我們這個時候選擇了修改a0的資料，那麼我們就會直接修改位於我們當下緩衝區中資料
此時我們修改成功，a0的資料狀態成功的變為了M （快取行有效，只存在於當前快取行中，於記憶體中的不一致）
我們來看下記憶體中目前的a0資料：
S（共享）
- 我們直接用CPU-0、CPU-1、CPU-2 都發出了read a0的指令，那麼此時它們三個的緩衝區都有此資料，並且都沒有修改是乾淨的，那麼它們的狀態就都為S
M （修改）狀態改變條件描述
此時我們先在CPU-1中讀取並修改了a0所以它的目前狀態為M（修改）
接下來我們在CPU-0中讀取位於記憶體中的a0資料，看看會發生什麼？
- CPU-0發出read a0的指令，這個時候通過資料匯流排（ADDRESS BUS）對CUP-1的資料進行同步
- 第一步這個時候CPU-1中M狀態的a0資料狀態修改為S（共享）這個時候開始把資料與記憶體中的資料進行同步
第二步，這個時候記憶體中同步了被修改的資料，然後被CPU-0進行讀取，並把S狀態的資料放入自己的快取，然後讀取a0，執行完畢
E（獨佔）狀態改變條件描述
此時只有CPU-1有a0這個資料，所以它是符合E（獨佔）的狀態
接下來讓我們再用CPU-0來讀取a0來看看
不出所料當CPU-0讀取資料的時候，它們就符合了共享的條件，那麼它們的狀態就會更改為S
S （共享） 狀態改變條件描述
此時我們三個CPU都擁有a0的資料快取，所以它們的狀態都有S（共享），那麼我們寫入其中一個數據
當我們更改了CPU-1的資料時，我們會同步記憶體中的資料，使其保持最新，然後把其他CPU中的快取資料狀態置為I（無效、該快取行無效）的狀態
MESI的缺點
如果由特定塊上的各種快取記憶體執行連續讀取和寫入操作，則每次都必須將資料重新整理到總線上。因此，主儲存器將在每次沖洗時拉動它並保持清潔狀態。但這不是一項要求，只是由於MESI的實施而導致的額外開銷。 MOESI協議克服了這一挑戰