3.3.3. 写入行为

在我们开始研究在多执行环境（execution context）（执行绪或行程）使用相同memory的cache行为之前，我们必须先探究一个cache实作的细节。cache是假定为一致的（coherent），而且对使用者层级的程序而言，这个一致性是假定为完全透明的。系统核心程序是不同的情况；它偶尔会要求cache冲出（flush）。

这具体意味著，假如一个cache行被修改了，在这个时间点之后，对系统而言的结果与根本没有cache、并且是主memory位置本身被修改的情况是相同的。这能以两种方式或策略来实行：

• 直写式（write-through）cache实作；
• 回写式（write-back）cache实作。

直写式cache是最简单的cache一致性的实行方式。若是cache行被写入的话，处理器也会立即将cache行写到主memory中。这保证了主memory与cache永远保持一致。能够在任何cache行被取代的时候直接丢弃cache的内容。这个cache策略很简单，但并不是非常快。举例来说，一支不断地修改一个区域变数的程序会在 FSB 产生大量的流量，尽管资料很可能不会在别处用到、而且可能只会短暂存在。

回写式策略更为复杂。这时处理器不会立即将被修改的cache行写回到主memory里。取而代之地，cache行只会被标记为脏的。当cache行在未来的某个时间点从cache被丢弃时，脏位（dirty bit）将会在这时通知处理器去把资料写回去，而不是直接丢弃内容。

写回式cache有机会做得好非常多，这即是大多有著像样处理器的系统中，memory都会以这种方式cache的原因了。处理器甚至能在cache行必须被清除之前，利用 FSB 的閒置容量来储存cache行的内容。这使得脏位被清除，并且在需要cache中的空间的时候，处理器能够直接丢弃这个cache行。

但回写式实作也有个重大的问题。当有多于一个处理器（或是处理器核或 HT），并且存取到同样的memory时，它仍旧必须保证每个处理器看到的一直都是相同的memory内容。假如一个cache行在一个处理器上是脏的（也就是说，它还没被写回去），并且第二个处理器试著读取相同的memory位置，这个读取操作就不能直接送到主memory去。而是需要第一个处理器的cache行的内容。在下一节，我们将会看到这在当前是如何实作的。

在此之前，还有两种cache策略要提一下：

• 合并写入（write-combining）；以及
• 不可cache（uncacheable）

这两种策略都是用在定址空间中、并非被真正的 RAM 所支援的特殊区域。系统核心为这些地址范围设置了这些策略（在使用了memory型态范围暂存器〔Memory Type Range Register，MTRR〕的 x86 处理器上），剩下的部分自动地进行。MTRR 也能用于在直写式与回写式策略之间选择。

合并写入是一种受限的cache最佳化，更常用于显示卡一类装置上的 RAM。由于对装置来说，传输成本比区域 RAM 存取的成本还高得多，因此避免过多的传输是更为重要的。仅因为cache行中的一个字组被修改，就传输一整个cache行，在下一个操作修改了下一个字组的情况下是很浪费的。能够轻易地想像，一种常见的情况是，表示萤幕上水平相邻的像素点的memory，在多数情况下也是相邻的。如同名字所暗示的，合并写入会在cache行被写出去之前合并多个写入存取。在理想情况下，cache行会被一个字组接著一个字组地修改，并且只有在写入最后一个字组之后，cache行才会被写到装置中。这能够显著地加速装置对 RAM 的存取。

最后，不可cache的memory。这通常表示memory位置根本不被 RAM 所支援。它可能是一个被写死的特殊地址，以拥有某个在 CPU 外部实作的功能。对商用硬件来说，最常见的例子是memory对映的（memory-mapped）地址范围，转译为对附属于总线上的扩充卡以及装置（PCIe 等等）的存取。在嵌入式单板（embedded board）上，有时候会发现能够用来开关 LED 的memory地址。cache这类地址显然是个坏点子。在这种情境下的 LED 是用以除错或者状态回报的，会想要尽可能快地看到它。在 PCIe 扩充卡上的memory能够在不与 CPU 互动的情况下改变，因此这种memory不应该被cache。