由於在看disruptor時瞭解到快取行，以及快取行填充的問題，所以各處瞭解記在這裡

一、快取行

CPU 為了更快的執行程式碼。於是當從記憶體中讀取資料時，並不是只讀自己想要的部分。而是讀取足夠的位元組來填入快取記憶體行。根據不同的 CPU ，快取記憶體行大小不同。如 X86 是 32BYTES ，而 ALPHA 是 64BYTES 。並且始終在第 32 個位元組或第 64 個位元組處對齊。這樣，當 CPU 訪問相鄰的資料時，就不必每次都從記憶體中讀取，提高了速度。 因為訪問記憶體要比訪問快取記憶體用的時間多得多。
這個快取是CPU內部自己的快取，內部的快取單位是行，叫做快取行。在多核環境下會出現CPU之間的記憶體同步問題（比如一個核載入了一份快取，另外一個核也要用到同一份資料），如果每個核每次需要時都往記憶體中存取（一個在讀快取，一個在寫快取時，造成資料不一致），這會帶來比較大的效能損耗，這個問題一般是通過MESI協議來解決的。

圖1說明了偽共享的問題。在核心1上執行的執行緒想更新變數X，同時核心2上的執行緒想要更新變數Y。不幸的是，這兩個變數在同一個快取行中。每個執行緒都要去競爭快取行的所有權來更新變數。如果核心1獲得了所有權，快取子系統將會使核心2中對應的快取行失效。當核心2獲得了所有權然後執行更新操作，核心1就要使自己對應的快取行失效。這會來來回回的經過L3快取，大大影響了效能。如果互相競爭的核心位於不同的插槽，就要額外橫跨插槽連線，問題可能更加嚴重。

1.Cache的寫策略：

1）Write through（寫通）
     每次CPU修改了cache中的內容，Cache立即更新記憶體的內容
2） Write back（寫回）
    核心修改cache的內容後，cache並不會立即更新記憶體中的內容，而是等到這個cache line因為某種原因需要從cache中移除時，cache才會更新記憶體中的內容。
 

Write through（寫通）由於有大量的訪問記憶體的操作，效率太低，大多數處理器都使用Writeback（寫回）策略。

Cache如何知道這行有沒有被修改？需要一個標誌-dirty標誌。Dirty標誌為1，表示cache的內容被修改，和記憶體的內容不一致，當該cache line被移除時，資料需要被更新到記憶體，dirty標誌位0（稱為clean），表示cache的內容和記憶體的內容一致。

2.Cache一致性

1）一致性問題的產生-資訊不對稱導致的問題
在多核處理器中，記憶體中有一個數據x，值為3，被快取到core0和core1中，如果core0將x修改為5，而core1
不知道x被修改，還在使用舊資料，就會導致程式出錯，這就是cache的不一致。
2）Cache一致性的底層操作
為了保證cache的一致性，處理器提供了兩個保證cache一致性的底層操作：Writeinvalidate和Write update。

Write invalidate（置無效）：當一個核心修改了一份資料，其他核心上如果有這份資料的複製，就置成無效。

Write update（寫更新）：當一個核心修改了一份資料，其他地方如果有這份資料的複製，就都更新到最新值。

Write invalidate是一種簡單的方式，不需要更新資料，如果core1和core2以後不再使用變數x，這時候採用write invalidate就非常有效，不過由於一個valid標誌對應一個Cache line，將valid標誌置成invalid後，這個cache line中其他的有效的資料也不能使用了。Write upodate策略會產生大量的資料更新操作，不過只用更新修改的資料，如果core1和core2會使用變數x，那麼writeupdate就比較有效。由於Writeinvalidate簡單，大多數處理器都是用Writeinvalidate策略。

MESI協議中包含M、E、S、I四個狀態，分別的意思是：

• M(Modified)位。M 位為1 時表示當前Cache 行中包含的資料與儲存器中的資料不一致，而且它僅在本CPU的Cache 中有效，不在其他CPU的Cache
  中存在拷貝，在這個Cache行的資料是當前處理器系統中最新的資料拷貝。當CPU對這個Cache行進行替換操作時，必然會引發系統匯流排的寫週期，將Cache行中資料與記憶體中的資料同步。
• E(Exclusive 獨佔)位。E 位為1 時表示當前Cache行中包含的資料有效，而且該資料僅在當前CPU的Cache中有效，而不在其他CPU的Cache中存在拷貝。在該Cache行中的資料是當前處理器系統中最新的資料拷貝，而且與儲存器中的資料一致。
• S(Shared 共享)位。S 位為1 表示Cache行中包含的資料有效，而且在當前CPU和至少在其他一個CPU中具有副本。在該Cache行中的資料是當前處理器系統中最新的資料拷貝，而且與儲存器中的資料一致。
• I(Invalid 無效)位。I 位為1 表示當前Cache 行中沒有有效資料或者該Cache行沒有使能。MESI協議在進行Cache行替換時，將優先使用I位為1的Cache行。
  
  
  

MESI協議狀態遷移圖：

Local Read表示本核心讀本Cache的值，Local Write表示本核心寫Cache中的值，Remote Read表示其他核心
Remote Read讀其他Cache中的值，Remote write 表示其他核心寫其他Cache的值，箭頭表示本Cache line狀態的遷移

二、CPU偽共享

cpu在對快取行進行了不同的操作後，在cpu快取行中會記錄快取的不同狀態。當一個核要對共享的資料進行寫操作時，需要給其他核發送RFO(REQUEST FOR OWNER)訊息並把其他核的資料改成I態。這是一種比較消耗效能的操作。
cpu的偽共享問題本質是：幾個在邏輯上並不包含在同一個記憶體單元內的資料，由於被cpu載入在同一個快取行當中，當在多執行緒環境下，被不同的cpu執行，導致快取行失效而引起的大量的快取命中率降低。
例如：當兩個執行緒分別對一個數組中的兩份資料進行寫操作，每個執行緒操作不同index上的資料，看上去，兩份資料之間是不存在同步問題的，但是，由於他們可能在同一個cpu快取行當中，這就會使這一份快取行出現大量的快取失效，如前所述當一份執行緒更新時要給另一份執行緒傳送RFO訊息並把它的快取失效掉。

三、CacheLine補齊（快取行填充）

解決偽共享問題的一個辦法是讓每一份資料佔據一個快取行：因為快取行的大小是64個位元組，那我們只要讓陣列中每份資料的大小大於64個位元組，就可以保證他們在不同的快取行當中，就能避免這樣的偽共享問題。
比如一個類當中原本只有一個long型別的屬性。這樣這個型別的物件只佔了16個位元組（java物件頭有8位元組），如果這個型別被定義成一個長度為4的陣列，這個陣列的所有資料都可能在一個快取行當中，就可能出現偽共享問題，那麼這個時候，就可以採用補齊(padding)的辦法，在這個型別中加上public long a,b,c,d,e,f,g;這六個無用的屬性定義，使得這個型別的一個例項佔用記憶體達到64位元組，這樣這個型別的偽共享問題就得到了解決，在多執行緒當中對這個型別的陣列進行寫操作就能避免偽共享問題。

在Java 8中，可以採用@Contended在類級別上的註釋，來進行快取行填充。這樣，多執行緒情況下的偽共享衝突問題。 感興趣的同學可以檢視該文。
其實，@Contended註釋還可以應用於欄位級別（Field-Level），當應用於欄位級別時，被註釋的欄位將和其他欄位隔離開來，會被載入在獨立的快取行上。在欄位級別上，@Contended還支援一個“contention group”屬性（Class-Level不支援），同一個group的欄位們在記憶體上將是連續，但和其他欄位隔離開來。
執行時，必須加上虛擬機器引數-XX:-RestrictContended，@Contended註釋才會生效。

disruptor就採用了 快取行填充來提高程式效能