现代英特尔x86 CPU如何实现商店的总订单
由于其TSO内存模型，x86保证了所有存储的总顺序。我的问题是，有没有人知道这实际上是如何实施的。 我对所有4个围栏是如何实施的印象很好，所以我可以解释当地的秩序是如何保持的。但4个栅栏只会给出程序顺序；它不会给您提供TSO(我知道TSO允许较旧的商店跳到新负载之前，因此只需要4个栅栏中的3个)。 在单个地址上的所有内存操作的总顺序是一致性的责任。但我想知道英特尔(尤其是Skylake)如
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为什么标准 C# 事件调用模式是线程安全的，没有内存屏障或缓存失效?类似的代码呢?
在 C# 中，这是以线程安全的方式调用事件的标准代码: var handler = 发生了什么事；如果(处理程序！= null)处理程序(这个，e)； 编译器生成的 add 方法可能在另一个线程上使用 Delegate.Combine 创建一个新的多播委托实例，然后在编译器生成的字段上设置(使用互锁比较-交换). (注意:对于这个问题，我们不关心在事件订阅者中运行的代码.假设它是线程安全
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x86 MESI 使缓存行延迟问题无效
我有以下进程，我尝试使 ProcessB 的延迟非常低，因此我一直使用紧密循环并隔离 cpu 核心 2. 共享内存中的全局变量: int bDOIT ;typedef 结构 XYZ_ {int 字段 1 ;int field2 ;.....int field20;XYZ;XYZ glbXYZ ;静态无效转义(无效* p){asm volatile("" : "g"(p) : "memory
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缓存一致性-MESI协议
在采用MESI协议(具有l1和l2包含性)的高速缓存中是否可能存在其中l2可以将无效指令发送到l1中已经无效的行的情况. 解决方案 在某些情况下，L2根本不知道L1是否有线路，因为允许L1静默丢弃它. 实际上，如果包含L2，则从L1撤消未修改的线路(容量逐出)时，几乎没有任何理由浪费带宽，因为L2已经具有副本并且没有变化.因此，很可能L2中的许多行在从L1中逐出后仍会停留很长时间.当
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不同级别的缓存(即L1，L2和L3)之间的缓存一致性(MESI协议)
这是关于 cache 的不同层的缓存一致性协议.我对 L1 的理解(X86_64)是，它仅由一个内核拥有，并且 L2 在2个内核之间，而对于所有内核， L3 在CPU插槽中.我已经阅读了 MESI 协议的功能，有关存储缓冲区，使队列无效，使消息无效等.我的疑问是，这是适用于 L1 MESI 仅>，或者它也适用于 L2 和 L3 .还是在 L2 和 L3 之间有不同的同步缓存. 解决方案 缓
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L3 $在MESI协议中的角色是什么
我想了解Intel Broadwell中MESI的更多详细信息. 假设一个cpu套接字具有6个核心，核心0到核心5，他们每个人都有自己的L1 $和L2 $，并共享L3 $，共享内存中有一个var X，x位于高速缓存行中名为XCacheL，以下是我的问题的详细信息: T1:核心0和核心4和核心5具有x = 100和XCacheL处于 S 状态，因为3个内核具有XCacheL的副本.
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MESI协议.写入高速缓存未命中.为什么需要获取主内存值?
我想知道 MESI 协议的实现与写未命中策略的分配有关.假设我们有写入请求，并且没有其他缓存行副本，但是缓存未命中.此关系图表示，下一步是从中获取价值主存储器(或L2高速缓存)，将其存储并将高速缓存行标记为M(已修改).我想然后将新值存储在缓存块中.问题是:为什么我们需要从主存储器中获取数据的步骤?为什么我们不能简单地将新值写入处于I(无效)状态的第一个找到的高速缓存行/替换最旧的高速缓存行并将其
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现代x86 CPU使用什么高速缓存一致性解决方案？
我对高速缓存一致性系统在现代多核CPU中的功能感到困惑。我已经看到，基于侦听的协议（例如基于MESIF / MOESI的侦听协议）已在Intel和AMD处理器中使用，另一方面，基于目录的协议在多核的情况下似乎效率更高，因为它们不广播而是将消息发送到 什么是AMD或Intel处理器中的现代缓存一致性解决方案？它是基于侦听的协议（例如MOESI和MESIF），还是仅基于目录的协议？是两者的结合（
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MESI在Intel 64和IA-32上的意义是什么
MESI的目的是保留共享内存系统的概念。 但是，有了存储缓冲区，事情变得很复杂： 一旦数据命中了实现MESI的缓存，内存下游便是一致的。 但是，在此上游，每个内核可能对内存位置X中的内容不一致。 这样，从每个内核的角度来看，内存的状态似乎是不同的-它不是一致的。 那么，为什么我们要“部分地”与MESI加强一致性？ 编辑：在进一步缩小真正使我感到困惑的地方之后，进行了实质性的编辑。我
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当CPU将存储缓冲区中的值刷新到L1高速缓存时?
Core A将值x写入到storebuffer中，等待无效的ack，然后将x刷新到高速缓存中.它只等待一个ack还是等待所有ack?以及它如何确定所有CPU中有多少个托架? 解决方案 对我来说，您不清楚“无效确认"是什么意思，但是假设您的意思是源自另一个请求所有权的核心的监听/无效在同一行. 在这种情况下，由于存储缓冲区中的存储尚不全局可见，因此存储缓冲区中的存储通常可以自由地忽略来
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MESI缓存协议
我正在阅读有关 MESI侦听缓存一致性协议的信息，我猜这是该协议在现代多核x86处理器中使用的代码(如果我记错了，请纠正我).现在，这篇文章在一个地方说了这一点. 将行保持为“已修改"状态的缓存必须监听(拦截)所有 尝试读取(从系统中的所有其他高速缓存中) 相应的主内存位置，然后插入其保存的数据.这是 通常通过强制回退读取(即稍后重试)，然后写入来完成 将数据保存到主内存，然后将缓存行更改为
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