두 코어가 같은 cache line을 읽은 뒤 한 코어가 쓰려고 합니다. MESI에서 어떤 상태 전이와 무효화가 일어나나요?

두 코어가 L을 읽은 뒤 A와 B가 각각 S 복사본을 갖고 있다고 하겠습니다. 초기 메모리 값이 0이면 상태는 A=S, B=S, L=0입니다. A가 L=1을 store할 때 A의 캐시 바이트만 바꾸면 B가 0을 가진 유효 복사본을 계속 보게 되므로, 먼저 쓰기 권한 획득 절차가 필요합니다. snoop을 쓰는 구현에서는 다른 캐시의 공유 상태를 관찰해 invalidate를 전달하고, directory를 쓰는 구현에서는 디렉터리가 공유자 집합을 갱신합니다. 어떤 경로든 B는 I가 되고 A는 단독 최신 보유자가 된 뒤 M으로 기록하는 것이 이 상태 모델의 핵심입니다. 실제 메시지 이름을 모든 CPU에 적용하면 안 됩니다.

중간 상태를 t0: A=I, B=I, memory=0, t1: A load → A=E, t2: B load → A=S, B=S, t3: A store 요청 → 권한 획득 중, t4: A=M, B=I, A의 값=1로 적으면 store 명령 발행과 권한 완료를 구분할 수 있습니다. B가 t4 뒤 다시 load하면 I라서 소유자 전달 또는 하위 캐시 경로에서 라인을 채우고 1을 읽습니다. 단, B가 이전 load 결과를 레지스터에 r=0으로 저장했다면 invalidate가 그 레지스터를 소급 수정하지는 않습니다. cache miss도 주소 매핑 실패인 page fault와 다릅니다.

마지막으로 M은 캐시 라인의 쓰기 권한이지 애플리케이션 객체의 논리적 잠금이 아닙니다. 여러 필드의 불변식이나 C++ data race는 mutex, atomic, release/acquire로 별도 해결해야 합니다. 같은 라인에 두 writer를 두면 권한 왕복과 false sharing이 늘어 padding이나 local aggregation을 검토하지만, padding은 메모리를 늘리고 aggregation은 최신성 지연을 만듭니다. 구현 설명에서는 상태 전이, 데이터 공급자, 언어 동기화 층을 각각 표로 확인하겠습니다.