多核多cluster多系统之间缓存一致性概述

03-11 1410阅读

1.思考和质疑

在一个大架构大系统中，有哪些一致性需要维护？我们先看如下一张架构图。

然后请思考：

(1)、core0中的L1和L2 cache有一致性的要求吗？缓存和替换策略是怎样的？
(2)、core0 cache 和 core1 cache的一致性是谁来维护？遵从MESI协议吗？
(3)、core0 cache 和 core4 cache的是怎么维护一致性的呢？
(4)、custer0 L3 cache 和 cluster1 L3 cache的一致性是谁来维护？遵从什么协议吗？
(5)、custer0 L3 cache 和 GPU的L2一致性呢？遵从什么协议？
(6)、custer0 L3 cache 和其它的I/O device Master一致性呢？遵从什么协议？

(7)、DSU、ACE、CHI、CCI、CMN的概念？

网上的好多篇博文，一提Cache的多核一致性就必然提到MESI、MOESI ，然后就开始讲MESI、MOESI维护性原理？试问一下，您是真的不理解MESI吗？您真的需要学习MESI？你不理解的是架构吧，而不是学什么协议.

既然要学习MESI，那么这里也继续提出一些问题：

(1)、ARM架构中真的使用MESI了吗？或者是哪一级cache使用了，哪一级cache没有使用？
(2)、MESI是一个协议？是谁来维护的？总得有个硬件实现这个协议吧，是在ARM Core实现？DSU实现？
(3)、MESI的四种状态，分别记录在哪里的？

(4)、arm现在主流的core，到底使用的是MESI，还是MOESI？

2.怎样去维护多核多系统缓存的一致性

有三种机制可以保持一致性：

禁用缓存是最简单的机制，但可能会显着降低 CPU 性能。为了获得最高性能，处理器通过管道以高频率运行，并从提供极低延迟的缓存中运行。缓存多次访问的数据可显着提高性能并降低 DRAM 访问和功耗。将数据标记为“非缓存”可能会影响性能和功耗。
软件管理的一致性是数据共享问题的传统解决方案。在这里，软件（通常是设备驱动程序）必须清除或刷新缓存中的脏数据，并使旧数据无效，以便与系统中的其他处理器或主设备共享。这需要处理器周期、总线带宽和功率。

硬件管理的一致性提供了一种简化软件的替代方案。使用此解决方案，任何标记为“共享”的缓存数据将始终自动更新。该共享域中的所有处理器和总线主控器看到的值完全相同。

然而，我们在ARM架构中，默认使用的却是第三种硬件管理的一致性, 意思就是：做为一名软件工程师，我们啥也不用管了，有人帮我们干活，虽然如此，但我们还是希望理解下硬件原理。

再讲原理之前，我们先补充一个场景:

假设在某一操作系统中运行了一个线程，该线程不停着操作0x4000_0000地址处内存（所以我们当然期望，它总是命中着），由于系统调度，这一次该线程可能跑在cpu0上，下一次也许就跑在cpu1上了，再下一次也许就是cpu4上了(其实这种行为也叫做CPU migration)

或者举个这样的场景也行：

在Linux Kernel系统中，定义了一个全局性的变量，然后多个内核线程(多个CPU)都会访问该变量.

在以上的场景中，都存在一块内存(如0x4000_0000地址处内存)被不同的ARM CORE来访问，这样就会出现了该数据在main-memory、cluster cache、core cache不一致的情况, 复杂点场景可能还会考虑cluster chache和other Master(如GPU) cache的一致性情况。

既然出现了数据在内存和不同的cache中的不一致的情况，那么就需要解决这个问题（也叫维护cache一致性），那么怎么维护的呢，上面也说了“使用硬件管理的一致性”，下面就以直接写答案的方式，告诉你硬件是怎样维护一致性的。

2.1多核缓存一致性

同一个cluster中多core之间的缓存一致性由DSU(big.LITTLE叫SCU)来维护，遵循MESI协议。

2.2多Master之间的缓存一致性

在讲述多Master之间的缓存一致性之前，我们先将Master分为以下几类：

ACE Master : 如 big.LITTLE cluster 或 DSU cluster
CHI Master : 如 big.LITTLE cluster 或 DSU cluster
ACE-lite Master：如 GPU cluster
I/O Device Master : 如 DMA
以下是多Master之间的缓存一致性的结论：
首先，CHI/ACE总线都是支持MESI协议数据传输的
Master与I/O Device Master之间没有一致性，因为I/O Device没有链接到CCI/CMN缓存互联总线上。
多个ACE/CHI Master之间的缓存一致性，是否遵循MESI，要具体情况具体分析，简而言之就是：
(1) 如果两个Master都支持带MESI状态位，支持带有MESI信号的读写，那么这两个Master缓存一致性是遵从MESI协议的
(2) 如果有一个Master不支持带MESI状态位，那么这个Master就无法支持带有MESI信号的读写，那么这两个Master缓存一致性是不遵从MESI协议的
(3) Master的MESI状态位，是在该Master的cache的TAG中。

ACE/CHI Master和ACE-lite Master之间的缓存一致性，是不遵从MESI协议的。这主要是因为ACE/CHI Master无法snoop ACE-lite Master的内存，而ACE-lite Master却可以snoop ACE/CHI Master的内存，总得来说，这不是一个完整的MESI协议。

举一个最常见的例子：两个DSU cluster的L3 cache中的TAG中，是有MESI比特位的，这两个DSU通过ACE/CHI 接口发起的读写是带有MESI信号的，所以他们是支持MESI协议的。

再举一个例子，一个DSU cluster 和一个接到SMMU上的DMA，此时正好对应一个是ACE/CHI Master，一个ACE-lite Master，由于DMA/SMMU中并没有MESI状态位，他们也不会发起带有MESI信号的读写，所以这两个Master之间是不支持MESI协议的。

2.3dynamIQ架构同一个core中的L1和L2 cache

dynamIQ架构core中的L1和L2 cache不存在缓存一致性的问题，但有分配和替换策略。

我们先看一下DynamIQ架构中的cache中新增的几个概念：

(1) Strictly inclusive: 所有存在L1 cache中的数据，必然也存在L2 cache中
(2) Weakly inclusive: 当miss的时候，数据会被同时缓存到L1和L2，但在之后，L2中的数据可能会被替换

(3) Fully exclusive: 当miss的时候，数据只会缓存到L1

其实inclusive/exclusive属性描述的正是是 L1和L2之间的替换策略，这部分是硬件定死的，软件不可更改的。

我们再以 ARMV9 cortex-A710 为例，查看其TRM手册，得知：

L1 I-cache和L2之间是 weakly inclusive的
L1 D-cache和L2之间是 strictly inclusive的
也就是说：
当发生D-cache发生miss时，数据缓存到L1 D-cache的时候，也会被缓存到L2 Cache中，当L2 Cache被替换时，L1 D-cache也会跟着被替换

当发生I-cache发生miss时，数据缓存到L1 I-cache的时候，也会被缓存到L2 Cache中，当L2 Cache被替换时，L1 I- cache不会被替换

所以总结一下就是： L1 和 L2之间的cache的替换策略，针对I-cache和D-cache可以是不同的策略，每一个core都有每一个core的做法，这部分是硬件决定的，请查阅你使用core的TRM手册。

3.MESI协议的介绍

本协议适用于：

big.LITTLE架构中多核缓存一致性
dynamIQ架构中多核缓存一致性
多cluster之间缓存一致性

其实也适用于：

不同cluster之间多核的缓存一致性

然后接下来，我们开始学习MESI协议，注意着仅仅是一个协议，它既不是软件也不是硬件，算上一个标准吧。

首先是Modified Exclusive Shared Invalid (MESI) 协议中定义了4个状态:

MESI State	Definition
Modified (M)	这行数据有效，数据已被修改，和内存中的数据不一致，数据只存在于该高速缓存中
Exclusive (E)	这行数据有效，数据和内存中数据一致，数据只存在于该高速缓存中
Shared (S)	这行数据有效，数据和内存中数据一致，多个高速缓存有这行数据的副本
Invalid (I)	这行数据无效

其次，在ARM的部分的core中，定义了第五种状态Shared Modified，这种称之为MOESI 协议.

我查询大量的Core的TRM手册，信息如下：

使用MESI协议的core有：A710 A510 A78 A77 A76 A75 A72 A57 A55…

使用MOESI协议的core有：A7 A15 A53

发现问题了没？并不是网上主流博客所说，arm一般都用MOESI。请记住arm主流core在使用的是MESI。所以接下来，我们也不会再介绍和学习MOESI了。

然后我们通过数据流图的方式，观看下MESI这四种状态的情况:

MESI状态之间的切换:

Events:

RH = Read Hit

RMS = Read miss, shared

RME = Read miss, exclusive

WH = Write hit

WM = Write miss

SHR = Snoop hit on read

SHI = Snoop hit on invalidate

RU = LRU replacement

Bus Transactions:

Push = Write cache line back to memory

Invalidate = Broadcast invalidate

Read = Read cache line from memory

学到这里，我们对多核之间缓存一致性也有了大概的理解，我们也知道了MESI是干啥的了，那么我们继续抛几个问题：

(1)、为什么说“多核之间的缓存一致性，遵从MESI协议，是DSU/SCU来维护”的？

其实吧，这也不是我说的，这来自ARM官方文档：

对于big.LITTLE架构，SCU是这样描述的：

对于dynamIQ架构，DSU文档中这样描述的：

(2)、MESI的状态位记录在哪里的？

以 ARMV9 cortex-A710 为例，记录在core cache的TAG中的BIT[1:0]中，即在TAG中。

对于big.LITTLE架构SCU的L2 cache、dynamIQ架构的DSU L3 cache中的TAG中，也都是有MESI比特位的，不过这一点在arm ARMs和trm文档都是找不到的，不过在一些的PPT上是可以看到的。

4.ACE维护的缓存一致性

ACE master是接到 CCI 缓存互联总线上的，在 CCI Interconnect中，其实也是有一个Snoop Filter单元。 ACE协议和Snoop filter单元一起来完成了ACE Master之间的缓存一致性。

snoop filter的主要作用：用于记录存储在ACE中的缓存。

Snoop Filter可以在未命中的情况下响应侦听事务，并侦听适当的主控只有在命中的情况下。Snoop Filter条目通过观察来自 ACE 主节点的事务来维护以确定何时必须分配和取消分配条目。

Snoop Filter可以响应多个一致性请求，而无需向所有master广播ACE 接口。例如，如果地址不在任何缓存中，则Snoop Filter会以未命中和将请求定向到内存。如果地址在处理器缓存中，则请求被视为命中，并且指向在其缓存中包含该地址的 ACE 端口。

以下也举了一个多cluster之间缓存一致性的示例，A53 cluster读取A57 cluster缓存一致性数据。

(1). Cortex-A53 cluster 发出 Coherent Read Request。
(2). CCI-400 将请求传递Request以窥探 Cortex-A57 cluster 缓存。
(3). 收到请求后，Cortex-A57 cluster会检查其数据缓存的可用性并以所需信息进行响应。

(4). 如果请求的数据在缓存中，CCI-400 将数据从 Cortex-A57 cluster移动到 Cortex-A53 cluster，从而导致 Cortex-A53 cluster中的缓存行填充。

5.软件定义的缓存和替换策略

以上的multi cores、multi cluster、system之间的缓存策略或协议，都是由硬件决定，软件改不了。那么我们软件可以做什么呢？其实，在软件的MMU页表的entry中的属性位中，是可以定义该页面内存的缓存策略的。

如果软件定义了内存位non-cacheable或non-shareable，那么以上的"硬件维护的一致性"将不会生效。

接下来对，软件定义的缓存策略做了一个小小的总结。

总结了一下shareable、cacheable属性对缓存策略的影响：

-	Non-cacheable	write-backcacheable	write-through cacheable
non-shareable	数据不会缓存到cache（对于观察则而言，又相当于outer-shareable）	core访问该内存时，数据只缓存的到Core的 cache 中，不会缓存到其它cache中	同左侧
inner-shareable	数据不会缓存到cache（对于观察则而言，又相当于outer-shareable）	core访问该内存时，数据只会缓存到core的cache和 cluster的 cache中，该地址的TAG也不会存到snoop filter中，即不会被其它ACE Master snoop	同左侧
outer-shareable	数据不会缓存到cache（对于观察则而言，又相当于outer-shareable）	core访问该内存时，数据只会缓存到core的cache和 cluster的 cache中，该地址的TAG会存到snoop filter中，会被其它ACE Master snoop	同左侧

6.动图示例

前置条件：

dynamIQ架构、L1 Data weakly inclusive、读写的内存配置位outer-shareable/write-back cacheable

步骤:

(1)、core0 读取了一行数据，数据缓存到了core0的L1 Dcache、L2 cache
(2)、随后core0的L2 中的数据是有可能会被替换出
(3)、core1 也读取了该行数据，数据缓存到了core1的L1 Dcache、L2 cache、L3 cache
(4)、随后core1的L2 中的数据也是有可能会被替换出
(5)、core4 也读取了该行数据，数据缓存到了core4的L1 Dcache、L2 cache
(6)、随后core4的L2 中的数据也是有可能会被替换出
(7)、至此，core0的L1、core1的L1、cluster0的L3、core4的L1 中都缓存了该数据。core0的L2、core1的L2、core4的L2 可能缓存了该行数据

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