多核对操作系统的影响1Cache一致性.ppt

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1、多核对操作系统的影响(1)Cache一致性,2,outline,Cache Coherence问题Cache Coherence的提出多个Cache不一致的原因两种设计Cache一致性协议策略监听总线协议基于目录的Cache一致性协议三种Cache一致性策略,3,Cache Coherence问题,Cache Coherence问题的提出在多核和多处理器系统中，多个Cache对应的copy内容应该一致：,Memory,Cache,core,Cache,core,Cache,core,这几个copy应该一致,4,多个Cache不一致的原因,共享可写数据的不一致性进程迁移的不一致性I/O操作（绕过

2、Cache的I/O操作）,5,共享可写数据的不一致性（sharing of writable data）,core1,core2,更新前,x,x,x,核,Cache,sharedmemory,core1,core2,写通过,x,x,x,core1,core2,写回,x,x,x,Cache和内存时刻保持一致,6,进程迁移的不一致性,core1,core2,迁移前,x,x,核,Cache,core1,core2,写通过,x,x,x,core1,core2,写回,x,x,x,7,I/O操作（绕过Cache的I/O操作）,core1,core2,x,x,存储器,core1,core2,写通过,x,x,

3、core1,core2,写回,x,x,x,x,x,x,x,I/O,存储器,输入,存储器,输出,c1,c2,总线,8,两种设计Cache一致性协议策略,写无效（write invalidate）任一core写它的私有Cache时，它都使所有其它的Cache中的副本失效。对Write-through，它也更新memory中的副本（最终是一个Cache中的副本和memory中的副本是有效的）。对Write-back，它使memory中的副本也失效（最终只有一个Cache中的副本是有效的）。,9,两种设计Cache一致性协议策略,写更新（write update）任一处理器写它的私有Cache时，它都

4、立即更新所有其它的Cache中的副本。对Write-through，它也更新主存储器中的副本。对Write-back，对存储器中副本的更新延迟到这个Cache被置换的时刻。,10,下图表示数据块x在共享存储器和三个核的Cache中的副本一致的情形。,x,共享存储器,Cache,P1,x,P2,x,x,P3,总线,核,11,下图表示core1进行写无效操作后的情形。写通过：,x,I表示无效,core1,I,core2,x,I,core3,共享存储器,Cache,总线,核,12,写回：,x,I表示无效,core1,I,core2,I,I,core3,共享存储器,Cache,总线,核,13,下图表示

5、core1进行写更新操作后的情形（写通过）。,x,I表示无效,core1,x,core2,x,x,core3,共享存储器,Cache,总线,核,14,写无效的问题主要开销在两个方面：（1）作废各Cache副本的开销；（2）由作废引起缺失造成的开销，即处理机需要访问已经作废的数据时将引起Cache的缺失。,15,写无效后果：如果一个Core经常对某个块连续写，且Core间对共享块的竞争较小，这时写无效策略维护一致性的开销是很小的。如发生严重竞争，即Core之间对某个地址的共享数据竞争，将产生较多的作废，引起更多的作废缺失。结果是共享数据在各Cache间倒来倒去，产生颠簸现象，当缓存块比较大时，这

6、种颠簸现象更为严重。,16,写更新的问题由于更新时，所有的副本均需要更新，开销很大。,17,outline,Cache Coherence问题Cache Coherence的提出多个Cache不一致的原因两种设计Cache一致性协议策略监听总线协议写一次协议基于目录的Cache一致性协议三种Cache一致性策略,18,监听总线协议(Snoopy protocol),通过总线监听机制实现Cache和共享存储器之间的一致性。适用性分析：适用于具有广播能力的总线结构多Core系统，允许每个Core监听其它Core的存储器访问情况。只适用于小规模的多Core系统。,19,写一次(write-once)

7、协议写无效监听一致性协议，将写通过和写回策略结合。为了减少总线流量，高速缓存块的第一次写用写通过方法，产生一份正确的主存储器副本，并使其它的Cache中的副本无效，之后就采用写回方法更新Cache与主存储器。,20,一致性协议的内容包括（1）Cache可能出现的状态集合（2）共享主存的状态（3）为维护一致性而引起的状态转换。,21,每份Cache中的副本可能出现的四种状态（1）有效（valid state）：与主存储器副本一致的Cache副本，即该副本未经修改，所以这个Cache副本不是唯一的副本。（2）保留（reserved state）：这一Cache副本是第一次修改，并用写通过方法写入主

8、存，所以这一Cache副本和主存储器副本一致。（3）重写（dirty state）：Cache副本不止一次被修改过，由于不再采用写通过方法，所以这个Cache副本是唯一的副本。与存储器和其它的Cache副本都不一致。主存储器中的副本也是无效的。（4）无效（invalid state）与存储器或其它的Cache副本不一致，或在Cache中找不到。,22,局部命令（Local commands）（1）P-Read：本地处理机读自己的Cache副本。（2）P-Write：本地处理机写自己的Cache副本。,23,一致性命令（1）Read-blk：从另一Cache读一份有效的副本。（2）Write-i

9、nv：在写命中时在总线上广播一个无效命令。（3）Read-inv：在写缺失时在总线上广播一个无效命令。,24,Dirty:modified more than once,the only copy in the system;Invalid:inconsistent copy;Reserved:after written once,the only copy consistent with memory;Valid:A copy consistent with the memory copy.,Write-Once一致性协议状态转移图其中，四种状态的含义如下：,25,Invalid,Valid

10、,Dirty,Reserved,Read-inv(4),P-Write(1),P-Write(hit:local still dirty),P-Write(hit:local,not memoryupdate,local copy becomes dirty),P-Write(hit:local,updatememory copy,broadcastwrite-inv to all cache,local copybecomesreserved),Read-blk(3),Read-inv(4),P-Read(2),Read-blk(3),Read-inv(4)/Write-inv(5),P-R

11、ead(hit:alwayslocal,no statetransition),26,Invalid,Valid,Dirty,Reserved,27,Invalid,Valid,Dirty,Reserved,28,Invalid,Valid,Dirty,Reserved,29,Invalid,Valid,Dirty,Reserved,30,Invalid,Valid,Dirty,Reserved,31,Write-Once一致性协议状态转移表,必是局部进行，不影响有效状态,第一次写命中，用写通过法。同时修,改本地和主存副本并广播Write-inv使所有副本失效,command,currents

12、tate,nextstate,status,P-Read,有效,有效,Read-hit,P-Write,有效,保留,Write-hit,action,第二次写命中，用写回法。但不修改,主存的副本,P-Write,保留,重写,Write-hit,32,写缺失时，则从主存或远程Cache送来副本,。并广播Read-inv使所有其它副本无效。,command,currentstate,nextstate,status,P-Write,无效,保留,Write-miss,action,（续表）,第二次以后更多的写命中，用写回法。,无状态改变。,P-Write,重写,重写,Write-hit,33,写缺失

13、时，则从主存或远程Cache送来副本,。并广播Read-inv使所有其它副本无效。,command,currentstate,nextstate,status,P-Write,无效,保留,Write-miss,action,（续表）,第二次以后更多的写命中，用写回法。,无状态改变。,P-Write,重写,重写,Write-hit,34,command,currentstate,nextstate,status,action,（续表）,读缺失时,如远程Cache中没有重写副本，则主,存中一定有一份正确的副本，供给发请求的Cache。如远程的Cache有重写的副本，则它禁止主存操作，并将副本发给请

14、求的Cache，两种情况均使发请求的Cache得到的副本为有效。,P-Read,无效,有效,Read-miss,35,远程Cache读此副本，读后两份副本均有效,Read-blk,保留或重写,有效,command,currentstate,nextstate,status,action,（续表）,写缺失时，远程Cache读一个块，并修改它，并使所有其它Cache的副本无效。,Read-inv,除无效外的其它状态,无效,36,写命中时，一远程Cache修改其本地副本，并使数据块的其它副本无效,Write-inv,有效,无效,command,currentstate,nextstate,statu

15、s,action,（续表）,如果副本处于重写状态，必须通过块替换写回主存，否则不产生替换操作,Write-inv,有效,无效,替代,37,一个具体的例子如下图的系统：,Memory,C1,Core1,C2,Core2,C3,Core3,38,读的情况：（1）如果C1为Valid，读C1，则Read hit，状态不变。（2）如果C1为Reserved，读C1，则Read hit，状态不变。（3）如果C1为Dirty，读C1，则Read hit，状态不变。（4）如果C1为Invalid，C2和C3没有东西，则读C1时Read miss，这时只有memory中有正确的副本，把它取到C1，C1改为Va

16、lid（P-Read负责实现状态的改变）。,39,（5）如果C1为Invalid，C2为Dirty，则读C1时Read miss，这时只有C2中的内容是正确的，要发Read-blk信号把副本从C2读到C1，同时修改memory，把C1，C2都改为Valid（程序状态转移图中P-Read(2)使C1Valid，Read-blk(3)使C2 Valid）。（6）如果C1为Invalid，C2为Reserved，则读C1时Read miss，这时发Read-blk信号把 C2C1，C1，C2都改为Valid，其中Read-blk(3)负责把C2由ReservedValid，P-Read(2)负责把C

17、1由InvalidValid。,40,写的情况：（1）如果C1为Valid，写C1，则Write hit，发P-write修改C1内容，修改memory，发Write-inv(4)给所有Cache，C1变成Reserved状态。（2）如果C1为Reserved，写C1，则Write hit，发P-write修改C1内容，不修改memory，C1状态变为Dirty。（3）如果C1为Dirty，写C1，则Write hit，发P-write修改C1内容，不修改memory，状态仍为Dirty。,41,（4）如果C1为Invalid，C2，C3没有东西，这时memory中有这个地址的数据副本，从me

18、mory中读取该副本到C1，再把要写的内容写入C1，这时C1和memory内容不一致，把C1的状态变为Dirty。（5）如果C1为Invalid，C2为Dirty，这时memory中内容和C2中的内容不一致，把 C2C1，再把要写的内容写入C1，C1Dirty，发Read-inv使其它所有Cache的副本变成无效状态。,42,（6）如果C1为Invalid，C2为Reserved，这时memory中的内容和C2内容一致，把C2C1，再把要写的内容写入C1，这时C1与memory内容不一致，使C1Dirty，发Read-inv使其它所有Cache的副本变成无效状态。,43,C1的三种状态的图示:

19、,x,x,core1,x,core2,x,core3,C1,C2,C3,memory,valid,C1中的副本和memory中一致,44,x,x,core1,I,core2,I,core3,C1,C2,C3,memory,Reserved,Invalid,C1中的副本和memory中一致，都正确,45,x,x,core1,I,core2,I,core3,C1,C2,C3,memory,Dirty,Invalid,C1中的副本和memory不一致，只有C1中的副本正确,46,其它的一些问题 Core要向Cache写数据，如果write miss，表示该数据块不在Cache中或者该数据快处于无效状

20、态，那么需要把正确的数据从memory或其它的Cache中取过来，然后再写操作。,47,为什么不能直接写？（1）可能该数据块根本不在Cache中，所以需要从其它地方调入。（2）已在Cache中，但数据不正确，这时如果直接写入数据，整个数据块可能还是不正确的。例如，数据不正确的原因是100号单元数据已修改，如果要写入一个数据到101单元，这时不能直接写，否则100号单元还是错的。,48,Cache Coherence问题概要：多核或多处理机系统共享存储器Cache块的状态访问的数据是最新的，不是“过时”的内容,49,Cache Coherence问题监听总线协议基于目录的Cache一致性协议目录

21、的一般性问题全映射目录有限目录链式目录三种Cache一致性策略,50,基于目录的Cache一致性协议,目录的一般性问题 1.Cache一致性协议的开销分析（1）采用写无效协议无效后，当其它Core再读该副本时，出现Read miss，要有开销（2）采用写更新协议需要更新所有Cache和memory中的副本，所以开销大，有些Core对更新后的数据可能不会使用。,51,2.基于目录的一致性协议的基本思想当Core个数增加时，一般不用总线结构，而采用多级互连网络。多级互连网络实现广播功能代价很大。为什么需要广播功能？把一致性命令，如Write-inv，Read-inv等命令要发送给所有的Cache。

22、能不能只发送给存放该副本的Cache?基于目录的协议的基本思想,52,3.目录的结构（1）目录里放什么有关Cache副本驻留在哪里的信息：所有共享数据块的所有Cache副本的地址表。（2）每个目录项（每个数据结构）包含若干个指向这个块（每个数据块有个目录项）的Cache副本地址的指针以及一个重写位（用来说明是否有一个Cache允许把有关的数据写入）。（3）基于目录的Cache一致性协议是依靠一个目录来记录系统之中哪些处理机的Cache中有指定存储块的副本。当一台处理机希望写某个共享块时，通过目录向有该块的副本的那些处理机“点对点”的发无效信号，使所有其它的副本无效。,53,4.目录的方式（1）

23、集中目录方式（中心目录）1976年Tang提出。用一个中心目录存放所有Cache目录的副本，它能提供为保证一致性所需要的所有信息。缺点：容量非常大，必须采用联想方法来检查，冲突多，检索时间长。,54,（2）分布式目录1978年Censier和Feautrier提出。每个存储模块维护各自的目录，目录中记录着每个存储块的当前信息。当前信息指明哪些Cache有该存储块的副本。如下页的图：,55,D1,M1,D2,M2,Dm,Mm,D1,M1,D2,M2,Dm,Mm,互连网络,56,如果C2读miss，这时C1中有Dirty的副本，则把它写回memory，内存再给C2一个副本，变成Valid。如果C1

24、写命中，它告诉memory控制器，控制器发无效命令给在D1的当前向量中有记录的所有Cache。,57,5.三种目录全映射（full map）目录：存放与全局存储器中每个块有关的数据。系统中的每个Cache可以同时存储任何数据块的副本，即每个目录项包含N个指针（N是Core数目）。有限（limited）目录：每个目录项有固定数目的指针（小于N）。链式（chained）目录：将目录分布到各个Cache（其余同全映射目录）。,58,全映射目录 1.目录项结构 目录项中有N个Core位（对应N台Core）和一个重写位，如下图所示：,目录项：,重写位（1位）,Core位（N位）,Core位表示相应Cor

25、e的Cache block的状态（存在或不存在）。有一个也只有一个Core位为“1”，那么该Core可以对该块进行写操作。,59,Cache的每个块有两个状态位：有效位有效块是否允许写,有效,1位,Cache的状态位应该和目录项的状态一致。,1位,允许写,目录项：,重写位（1位）,Core位（N位）,Cache状态位：,60,2.目录的三种情况我们来看三个Core（三个Cache）的例子。（1）C1，C2，C3都没有单元X的副本,Shared Memory,x:,c,0,0,0,data,C1,Core1,C2,Core2,C3,Core3,61,（2）C1，C2，C3同时请求X单元的副本，这

26、时目录项中的三个指针（Core位）被置一，表示这些Cache中已有数据副本。目录项的重写位被置为未写（c）状态，表示无一Core允许写入该数据块。,Shared Memory,x:,c,1,1,1,data,x:,Core1,x:,Core2,x:,Core3,C1,C2,C3,62,（3）C3请求对该块的写允许权时出现第（3）种情形，重写被置成D状态，且有一个指针指向C3的数据块。,Shared Memory,x:,D,0,0,1,data,Core1,Core2,x:,Core3,C1,C2,C3,data,63,3.第二种情况第三种情况的过程 P3向C3发出写请求时：（1）C3检测出包含

27、单元X的块是有效的，但Cache中的块允许位状态表示不允许Core对该块进行写操作。（2）C3向包含单元X的存储器模块发出写请求，并暂停P3工作。（3）该存储器模块发出一个无效请求给C1和C2（根据目录项的内容发几个无效信号）,64,（4）C1和C2收到无效请求后，把相应位置1，表示含单元X的块已无效，并发送一个回答信号给请求的存储器模块。（5）存储器模块收到回答信号后，将重写位置1，清除指向C1、C2的指针，发出允许信号给C3。（6）C3收到写允许信号后，修改Cache的状态并激活Core3。,65,4.目录所占空间 假设存储器大小和Core个数N成正比，即个数增加时，存储器的模块数也增加，

28、所以数据块的个数也和N成正比。另外目录项的大小也和Core数N成正比，所以目录的总所占空间和N2成正比。即：目录项数*项大小=O(N2)太大不便于扩展。,66,有限目录 解决目录过大的问题。任意一个数据块在Cache中同时存在的副本数量有一定限制，那么目录大小的增加不会超过一个常数。,67,符号表示法：DiriX i:指针的数量。X是NB，表示没有广播功能的方案。DirNNB表示没有广播功能的全映射方式 DiriNB（i N）：使用i个指针的没有广播功能的有限目录协议方式。除了多于i个Cache请求读一个特定的数据块的情况外，有限目录协议与全映射协议类似。,68,有限目录中指针不是每个Core

29、一位，而是针对Core的二进制标识符进行编码，所以指针占log2N位存储器。在全映射方式中，每个Core对应一个指针，所以N个Core一共用了N位，而有限目录中只用log2N位，设N=16，则log216=4。如果允许两个指针，则需要8位。所以目录的存储容量为O（Nlog2N），比全映射容易扩充。,69,如果多Core系统中的Core具有局部性，即在任何给定的时间间隔内，只有一小部分Core访问某个给定的存储器字，那么有限目录足以应付这个小的工作Core组了。,70,链式目录 用目录指针链来跟踪共享数据副本。两种方法，单链法与双链法。数据块共享副本的数目并无限制。所占的空间及可扩展性同有限目录

30、。它的工作原理如下过程所示。,71,（1）P1要读单元X，则memory发送一份副本给C1，同时送给C1一个链结束指针（CT：Chain Termination），存储器也保存指向C1的指针。,Shared Memory,x:,c,data,Core1,Core2,Core3,C1,C2,C3,x:,CT,data,72,（2）当P2要读单元X时，存储器送一份副本给C2，同时送给C2一个指向C1的指针，存储器保存指向C2的指针。,Shared Memory,x:,c,data,Core1,Core2,Core3,C1,C2,C3,x:,CT,data,x:,data,73,（3）重复以上步骤，

31、所有Cache都得到单元X的副本。（4）如果Core3要对单元X进行写操作，它必须沿着链发送一个数据无效信息。为了保证顺序一致性，在有链结束指针的Core回答无效信号之前，存储器模块不给Core3写允许权。无效命令从一个Cache到一个Cache顺序进行，不象snoopy协议那样同时发送给所有Cache。,74,（5）替换。假设C1到CN都有单元X的副本，还假设单元X和单元Y都映射到同一个高速缓存块（直接映射法）。如果Corei要读单元Y，它首先必须把X所在的块从Cache中去掉，这可以采用两种方法：1）沿着链发一个消息使Ci+1的指针指向Ci-1，这样使Ci从链中去掉（这时Ci中存放Y了）。

32、2）使Ci+1到CN中的单元X无效（这时Ci中存放Y了）。,75,目录占用的存储容量：指针的尺寸以Core数目的对数关系增长（这和有限目录相同）log2N，每个Cache块的指针数目与Core个数无关。,76,解决Cache一致性的其它办法：（1）不允许有私有 Cache：Shared Cache方案（2）可写的共享数据不存放在Cache中,77,Cache Coherence问题监听总线协议基于目录的Cache一致性协议三种Cache一致性策略采用Write-Through策略的Cache采用Write-Bach策略的Cache采用Write-Once策略的Cache,78,三种Cache一

33、致性策略,采用Write-Through策略的Cache 数据块的两种状态：有效和无效（指本地Core相应数据块的状态，并非整个Cache的状态。)一致性的四种操作：Rr和Wr：其它Core对该数据块（指在其它CoreCache中的数据块）的读写Rl和Wl：是本地Core对该数据块的读写状态转移图如下：,79,有效,无效,Rr,Wl,Rl,Rl,Wl,Wr,Rr,Wr,80,Cache的数据块为无效时：其它Core的任何操作都不会影响本地Cache的这种无效状态；只有在本地Core读或者写了数据块中的某个数据，即对Cache执行了Read或Write命令时，该数据块的状态才会成为“有效”。,8

34、1,Cache的数据块为“有效”时：本地Core的读、写操作，不会影响该状态；其它Core对存有相同内容的数据块读，不会影响该状态；其它Core对存有相同内容的数据块执行了写操作，该数据块状态变成无效。,82,采用Write-Back策略的Cache 1.数据块的三种状态 RO(只读）状态：表示整个系统中不止一个副本正确（例如一个在Cache中，一个在memory中）。读-写状态：表示整个系统中，只有这个副本是正确的，其它都“过时”（即无效），这说明这个 Cache的数据块至少被写过一次，但memory中的内容还没有被修改。无效状态：“过时”数据。,83,2.一致性的四种操作：Rr和Wr：其它

35、Core对该数据块（指在其它Core的Cache中的数据块）的读写 Rl和Wl：是本地Core对该数据块的读写状态转移图如下：,84,3.处于RO状态 本地读，远程读不会改变状态 本地写，使ROR-W（这时只有一个数据块正确）远程写，使RO无效,无效,RO,Wl,Wr,Rl,Rr,W-R,85,4.处于读-写状态,无效,RO,Rr,Wr,Rl,Wl,W-R,86,本地读、写不会改变状态 远程读：这时只有这个 Cache的数据块是正确的，所以要有“写回”动作（即把内容写回Memory），另外还需要把正确的数据传递给远程读的Core相应的Cache。两个Cache的状态RO 远程写：把本地Core

36、的数据块传递给远程Core，远程Core对数据块进行写操作，远程Core对应的Cache状态变为RO，而本地的Cache变为无效状态。,87,5.处于无效状态,无效,RO,Wl,Rr,Wr,W-R,Rl,88,本地读：无效RO 本地写：无效WR（同时使其它拥有相同内容的数据块的Cache中相应的数据块的状态变成无效）远程写、远程读：不影响状态的改变,89,采用Write-Once策略的Cache 1.Write-Through和Write-Back的缺点 Write-Through策略的弱点是每次都要修改memory，所以总线流量增大；Write-Back策略的弱点是Cache写了一次后，Me

37、mory中的内容不一致。,90,2.Write-Once的基本思想 把Write-Through和Write-Back两者的优点结合在一起：减少总线流量。Cache的第一次写采用Write-Through策略（有一个以上的副本正确）；Cache而后的写采用Write-Back策略（只有一份副本正确）。为了区分是否是第一次写，把“读-写”状态分成两个状态：Reserved和Drity。,91,3.数据块的四种状态 有效状态（Valid）：相当于Write-Back里的“只读”，从共享存储器中读入的并与存储器副本一致的Cache数据块。无效状态（Invalid）：在Cache中找不到或Cache中

38、的数据块内容与共享存储器中的内容不一致的Cache数据块。,92,保留状态（Reserved）：数据从共享存储器读入Cache只被写过一次。Cache中的副本与共享存储器中的副本是一致的，并且它是正确的副本。重写状态（Dirty）：Cache中的数据块不止一次被写过，此时共享存储器中的数据块也不是正确的数据块，唯一正确的数据块在Cache中。,93,4.如果处于“有效”状态,有效,保留,Wr,Rl,Rr,无效,Wl,重写,94,（1）本地读Rl，不影响状态。（2）本地写Wl（第一次写），采用Write-Through策略，这时要发无效命令给其它Cache中相应的副本，并修改memory。有效保

39、留（3）远程写Wr（不管是第几次写），远程CPU会发无效命令：有效无效（4）远程读Rr：不影响状态。,95,5.如果处于“保留”状态,有效,保留,Wr,Rl,无效,Rr,重写,Wl,96,（1）本地读Rl，不影响状态。（2）远程读Rr：这时Cache中只有处于保留状态的数据块是正确的，所以把该数据块送到远程Core的Cache中（远程Cache中该数据块变为有效），本数据块状态已变为有效。（3）本地写Wl：第二次及以后的写，采取Write-Back策略，不修改Memory，状态由Reserved变为Dirty（这时只有一个副本有效），发无效命令给其它Cache的对应的副本，使Memory中的副

40、本也无效。（4）远程写Wr：远程Core会发无效命令，使状态由Reserved变为Invalid。,97,6.如果处于“重写”状态,有效,保留,Wr,Rr,无效,Rl，Wl,重写,98,（1）本地读Rl：不影响状态。（2）本地写Wl：不影响状态。（3）远程读Rr：这时只有这个Cache的数据块是正确的，所以把该数据块发送给远程的Cache，远程Cache的数据块和本Cache中的数据块都变得有效。（4）远程写Wr：远程Core写后，发无效命令使状态由重写无效。,99,7.如果处于“无效”状态,有效,保留,Rl,Wr,Rr,无效,Wl,重写,100,（1）本地读Rl：这时产生Read-Miss，设法找到有效的数据块调入Cache：如果系统存在处于有效，保留或重写状态的相应数据块，则将其调入本地Cache 如果系统中不存在处于有效、保留或重写状态的相应数据块，则说明共享存储器中的数据块是正确的，直接从共享存储器读入即可。读入后相应数据块进入“有效”状态。,101,（2）远程读Rr：状态不变（3）本地写Wl：一定是Write-Miss，系统首先把正确的内容调入Cache，然后写Cache，因为是第一次写，所以Write-Through策略，同时写memory，将本地Cache状态置为“保留”，同时将系统中其它相应的数据块置为“无效”（4）远程写Wr：状态不变,