한 코어의 store가 다른 코어의 캐시 복사본을 stale하게 만듭니다. snoop과 invalidate가 load 결과를 어떻게 바꾸는지 설명해 보세요.

snoop 기반 coherence에서는 A의 store가 같은 라인을 가진 B의 캐시 상태를 관찰하고, B의 S 복사본을 I로 바꾸는 invalidate 경로를 거칩니다. directory 기반 구현이라면 모든 캐시를 직접 snoop하지 않고 디렉터리가 공유자 목록을 사용하므로, 일반 설명에서는 “coherence 조회·invalidate 경로”라고 말하고 snoop을 특정 구현의 예로 한정해야 합니다. 상태 변화가 B의 레지스터를 수정한다는 뜻은 아닙니다.

예를 들어 처음 x=0, A=S, B=S이고 B가 r0=load(x)를 실행해 0을 얻었다고 하겠습니다. 그 다음 A가 x=1을 store하면 권한 획득과 함께 B의 line은 I가 됩니다. B가 이미 계산한 r0은 여전히 0이지만, 이후 r1=load(x)는 유효한 캐시 복사본이 없으므로 miss가 됩니다. A가 가진 Modified 데이터나 하위 cache 계층에서 line을 전달받아 B는 r1=1을 얻는 것이 전형적인 trace입니다. 이 과정은 유효한 가상 주소에 대한 cache miss이지 page fault가 아닙니다. 또한 반드시 DRAM까지 내려간다고 단정할 수 없습니다.

이 질문에서 중요한 실패 경계는 “A가 store했으니 모든 코어의 값이 즉시 바뀐다”와 “B의 다음 load가 언제나 특정 cycle에 1을 본다”를 구분하는 것입니다. coherence는 같은 주소의 유효 복사본을 조정하지만, flag를 본 뒤 data를 읽는 cross-address 순서나 C++ happens-before를 자동으로 만들지 않습니다. 그 요구에는 acquire/release, fence, mutex 같은 상위 계약이 필요합니다. 측정할 때는 B의 line 상태, miss latency, owner-to-owner 전달 여부를 분리하고, snoop·directory 메시지와 PMU event 이름은 대상 마이크로아키텍처 문서에서만 확정하겠습니다.