Protokol MESI

Protokol MESIManuál pro začátečníky

Štěpán Rezek, 2007 rev 1.1

Co to je?• Protokol MESI (někdy nazýván Illinois

protocol) je protokol široce používaný pro zajištění paměťové koherence. Poprvé se objevil u procesorů Intel Pentium.

Stavy MESITzn. v jakém stavu mohou být kopie

proměnných v lokálním bloku

M – modified

E – exclusive

S – shared

I – invalid

Stav M• Blok cache je přítomen pouze v lokální

cache• Kopie byla změněna, tzn. hodnota je jiná než

hodnota v hlavní paměti• Cache musí tento blok zapsat do hlavní

paměti dříve, než kterákoliv jiná cache přečte (v tuto chvíli již neplatnou) hodnotu z hlavní paměti

Stav E• Blok je přítomen pouze v lokální cache, ale

je clean (čistý) – jeho hodnota je stejná, jako hodnota v hlavní paměti

Stav S• Blok je platný a může být sdílen jinou cache

Stav I• Blok v cache je neplatný

• Cache může vrátit hodnotu, když je blok ve stavu M, E nebo S.

• Pokud je ve stavu I, musí nejdříve získat platnou hodnotu proměnné, aby uspokojila čtení. Poté se může přepnout do stavu S nebo E.

Takže to shrňme:Stav hodnoty v

cache:M Modified E Exclusive S Shared I Invalid

Je hodnota v cache platná?

ANO ANO ANO NE

Hodnota v hlavní paměti je…

…zastaralá …platná …platná —

Existují nějaké kopie v cache ostatních

procesorů?NE NE Možná možná

Zapsání (write) do takového bloku …

…nejde na sběrnici

…nejde na sběrnici

…jde na sběrnici a aktualizuje cache

…jde přímo na sběrnici, změna hodnoty jen v cache

Transakce (události) na sběrnici• BusRd: Po lokálním Read miss, použit S/S – signalizuje,

jestli existují sdílené kopie• BusRdX: po lokálním Write miss, žádost o nový blok +

zneplatnění• BusUpgr: po lokálním Write hit nad blokem se stavem S

(zneplatnění)Odpověď na čtení (BusRd nebo BusRdX):• MemSup: hlavní paměť dodává požadovaný blok do cache• CacheFlush: zdrojem dat je cache, kde je blok ve stavu.

Data jsou vypláchnuta na sběrnici a uložena do hl. paměti i předána žádající cache.

S/S signál• Pokud by neexistoval, máme protokol MSI ->

neodlišitelnost stavu E od S• => Kontrolery všech cache provádí snooping

(číhají) na BusRd• Implementováno jako kus drátu, realizující

log. funkci OR -> není to sběrnice

Jak spolu souvisí stavy bloků a operace na sběrnici?

procesor zapisuje +na sběrnici půjde operace

BusRdX

procesor čte +na sběrnici půjde operace BusRd,

na S/ S je hodnota 0 (S)

PrWr/BusRdX

PrWr/—

BusRd/Flush

PrRd/

BusRdX/Flush

PrWr/-

PrRd/—

PrRd/—

E

M

I

S

PrRd

BusRd(S)

BusRdX/MemSup

BusRdX/Flush

BusRd/MemSup

PrWr/BusUpgr

PrRd/BusRd (S)

BusRd/MemSup BusRdX/MemSup

BusUpgr/-

Přechod vyvolaný právě aktivním procesorem

Přechod vyvolaný Okolním světem

Hlavní paměť

P0 P1 Pn

Stav, v němž jeblok cache

Blok (kopie hodnoty z hlavní paměti)

Procesor n

S/S - sdílený signál,log. OR

Nutný kvůli stavu EDatová sběrniceCache (skrytá paměť)

Systém používající MESI:

5

P0 P1 P2

I I I

Na začátku jsou všechny bloky ve stavu Invalid

? ? ?

Procesor 0 chce číst hodnotu

BusRd

Read Miss, ostatní procesory neoznamují po S/S, že mají kopii (stav sběrnice = S, tedy log. 0)

-> Čtení z hlavní paměti (MemSup), stav Exclusive

E 5

5

P0 P1 P2

I I? ?

Procesor 2 chce číst hodnotu

E 5

BusRd

Operaci BusRd zachytí kontroler cache 0……a nastaví S=1 na S/S

Čímž se u obou nastaví stav Shared, a P2 načte hodnotuz hlavní paměti (MemSup)

5S S

5

P0 P1 P2

S I S5 ? 5

Procesor 2 chce zapsat hodnotu 9…

PrWr(9)

… bingo! Už mám platnou hodnotu v cache. Kontrolernejprve musí zneplatnit kopie v ostatních cache…

M 9

BusUpgr(x)

I

…a potom teprve uvede blok do stavu M

5

P0 P1 P2

I I M? 95

Procesor 0 chce číst hodnotu. Problém – blok je Invalid.

-> Na sběrnici se vyšle operace BusRd

BusRd

Ten je zachycen kontrolerem cache 2 -> vyšle S=1 na S/S… a zároveň CacheFlush, s hodnotou 9

CacheFlush(9)

SS

9

9

9

P0 P1 P2

S I S? 99

PrWr(11)

Procesor 1 chce zapsat hodnotu, která není v cache

Tato hodnota je vrácena zpátky – stav Exclusive

M 9

BusRdXBusRdX

Kontroler cache vyšle operaci BusRdX, kterou zneplatní ostatní kopie bloku a vezme hodnotu z hlavní paměti

I I11E

a následně změněna procesorem na zapsanou –stav Modified

Poznámka• Existuje ještě vylepšení protokolu MESI, nazvané

MOESI– Ten je využíván např. u procesorů AMD64

• Owned -> blok v tomto stavu drží nejčerstvější správnou kopii hodnoty z hlavní paměti. Narozdíl od stavu Shared, hodnota v hlavní paměti může být neplatná.

• Pouze jeden procesor může mít blok ve stavu O, všechny ostatní musí mít bloky ve stavu S.

Nastal čas na přestávku a přípravu čaje…

Transakce na sběrnici, ještě jednou• BusRd: Po lokálním Read miss, použit S/S – signalizuje,

jestli existují sdílené kopie• BusRdX: po lokálním Write miss, žádost o nový blok +

zneplatnění• BusUpgr: po lokálním Write hit nad blokem se stavem S

(zneplatnění)Reakce na čtení (BusRd nebo BusRdX):• MemSup: hlavní paměť dodává požadovaný blok do cache• CacheFlush: zdrojem dat je cache, kde je blok ve stavu.

Data jsou vypláchnuta na sběrnici a uložena do hl. paměti i předána žádající cache.

Kritické sekce & MESI• Implementuje se pomocí sdílené proměnné

Lock - zámek• Postup:

1. Zamkni zámek

2. Něco vykonej

3. Odemkni zámek

Toto musí být atomické

Několik atomických metod• Test & Set• Swap• Fetch & Increment• Compare & Swap

Test & Set

Pseudo C++:int TestAndSet(boolean &zamek) {

boolean predchoziStav = zamek;

zamek = true;

return predchoziStav;

}

Pseudo ASM:Load r, zamek

Store zamek, #1

Ret

int zamek = false;

void KritickaSekce() {

while(TestAndSet(zamek) == true);

// kod kriticke sekce

zamek = false;

}

Z: TestAndSet r, zamek

Bnz r,Z

; kod kriticke sekce

Ret

DefiniceDefinice

PoužitíPoužití

Opuštění kritické sekce = nastavení zámku na false (0)Opuštění kritické sekce = nastavení zámku na false (0)

Musí celá proběhnout atomicky, tzn. v průběhu Read,Modify,Write nesmí ostatní procesy/ory přistoupit do místa v paměti, které je modifikováno

0

P0 P1 P2

I I ??

P3

I ?zámek= zámek= zámek= zámek=

zámek=

Test & Set + MESI:Load r, zámek

Store zámek, #1

Bnz r, Z

Procesor 2 chce vstoupit do kritické sekce

Load r, zámek

Store zámek, #1

Bnz r, Z

BusRd

0

Load r, zámek

Store zámek, #1

Bnz r, Z

E

Žádná jiná cache nesdílí zámek -> na sběrnici zůstává S=0

I ?

01

Procesor nyní zamyká zámek...

M 1

… a nyní P2 může nerušeně vykonávat kód v kritické sekci.

Load r, zámek

Store zámek, #1

Bnz r, Z ;projde

C2 neposílá BusUpgr, protože je v M…

0

P0 P1 P2

I I M? 1?

P3


zámek=

Store zámek, #0

Nakonec P2 kritickou sekci opustí….

0

0

a cache pošle BusUpgr.

BusUpgr

0

P0 P1 P2

I I M? 0?

P3


zámek=

Load r, zámek

Store zámek, #1

Bnz r, Z

Procesor P0 chce vstoupit do kritické sekce

BusRd

a Cache0 pošle BusRd.To zachytí Cache2 a nastaví S=1, načež pošle CacheFlush(0) .

SS

CacheFlush(0)

1

Nyní chce P0 uzamknout zámek

01

=> Změna stavu Cache0 na M a poslání BusUpgr

BusUpgr

0M I

0

P0 P1 P2

M I I? 01

P3


zámek=

Load r, zámek

Store zámek, #1

Bnz r, Z

Teď chce P1 uzamknout zámek.

BusRd

Cache0 zjistí, že někdo chce číst zámek, a tak pošle na S/S jedničku a zároveň CacheFlush(1) na sběrnici.

CacheFlush(1)

S S 1

1

1

Procesor 1 tedy načte hodnotu r=1.

1

P1 poté uloží do cache jedničku a pošle BusUpgr.

BusUpgr

MI

Test ovšem neprojde, jelikož r=1 => zpátky na Začátek

1

P0 P1 P2

I M I1 01

P3


zámek=

Load r, zámek

Store zámek, #1

Bnz r, Z

Procesor 3 chce taky vstoupit do kritické sekce.Na sběrnici se objeví BusRead od Cache3, následně Cache1 Nastaví S/S na 1 a pošle CacheFlush. Výsledná hodnota r=1.

S S 1

Nakonec P3 nastaví svůj blok na jedničku a dopadne stejně,jako P1 v minulém slidu -> znovu na začátek. P0 je zabarikádovánv kritické sekci

I M

Co dál?• Protokol MESI se také dá použít, mimo jiné, i

s jinými technikami přístupu do kritických sekcí, např. LLSC (Load Linked & Store Conditional), nicméně princip je v základu stejný.

To je vše, mnoho štěstí při zkoušce!

I když, no, pro jistotu, ještě chvilku zůstaňte….

PříkladV systému je 5 procesorů v SMP na sběrnici s

protokolem MESI. Určete, které transakce a kolikrát se objeví na sběrnici, když:

1. každý procesor se snaží 1x dostat do CS

2. každý zbývající procesor se jednou zkusí dostat do CS, která je zamčená.

3. na začátku mají všechny bloky stav I

Ugh…

0

P0 P1 P2

I I ??

P3


zámek=

I ?

P4

zámek=

I ?

Simulace, jak by to mohlo vypadat:

0

P0 P1 P2

I I ??

P3


zámek=

I ?

P4

zámek=

I ?

BusRd BusRdX BusUpgr

P0

P1

P2

P3

P4

ReadWrite

ReadWrite

ReadWrite

ReadWrite

ReadWrite

P0 se zamkne v CS, ostatní se budou neúspěšně pokoušet o totéž

01M

1

S S 1MI S S 1MI

Zbytek už je asi zřejmý…

E

Tak to už je skutečně vše

Odkazy• https://www.cs.tcd.ie/Jeremy.Jones/vivio/cach

es/MESI.htm– Vynikající simulátor protokolu MESI (WIN only)

• http://cs.felk.cvut.cz/~brabect1/X36APS/pdf/aps_cv12.pdf– WTWNA - Manuál pro začátečníky

• http://service.felk.cvut.cz/courses/X36APS/– Manuál pro pokročilé

Formality• Dílo uvolňuji pod licencí Creative Commons

Attribution 2.5 License • Zříkám se jakékoli odpovědnosti za škody

způsobené tímto textem (třeba 4 u zkoušky… )

• A za správnost tohoto textu (chyby ale samozřejmě rád opravím)

• Drobné nepřesnosti upravil Ing. Miloš Bečvář

Documents

Protokol MESI