Warum kann ein Ladevorgang einen von einem anderen Thread auf demselben Core geschriebenen Wert nicht aus einem Schreibpuffer umgehen?

Question

Wenn ein CPU-Kern einen Schreibpuffer verwendet, kann der Ladevorgang den letzten Speicher an den referenzierten Speicherort aus dem Schreibpuffer umleiten, ohne zu warten, bis er im Cache angezeigt wird. Aber, wie es in A Primer on Memory Consistency and Coherence, wenn die CPU ehrt TSO-Speichermodell geschrieben, dann

... Multithreading stellt einen subtilen Schreibpuffer Problem für TSO. TSO Schreibpuffer sind logisch privat für jeden Threadkontext (virtueller Kern). Daher sollte bei einem Multithread-Kern ein Threadkontext niemals aus dem Schreibpuffer eines anderen Threadkontexts umgehen. Diese logische Trennung kann mit pro-Thread-Kontext-Schreibpuffern implementiert werden, oder häufiger durch die Verwendung eines gemeinsamen Schreibpuffers mit Einträgen durch Thread-Kontext-IDs, die nur umgehen, wenn Tags übereinstimmen.

Ich kann die Notwendigkeit dieser Beschränkung nicht erfassen. Könnten Sie mir bitte ein Beispiel geben, wenn Sie zulassen, dass ein Thread einen Schreibpuffereintrag umschreibt, der von einem anderen Thread auf demselben Kern geschrieben wurde, der zur Verletzung des TSO-Speichermodells führt?

Answer 1

Das klassische Beispiel dafür, wie TSO unterscheidet sich von sequenziellen Konsistenz (SC) ist:

(Dieses Beispiel 2.4 ist hier - http://www.cs.cmu.edu/~410-f10/doc/Intel_Reordering_318147.pdf)

thread 0  |  thread 1 
--------------------------------- 
write 1-->[x] | write 1-->[y]  
a = read [x] | b = read [y]  
c = read [y] | d = read [x]  

Beide Adressen speichern 0 zunächst. Die Frage ist: wäre c = d = 0 ein gültiges Ergebnis? Wir wissen, dass a und b die Speicher vor ihnen weiterleiten müssen, da sie mit den Adressen der lokalen Speicher übereinstimmen und wahrscheinlich aus dem lokalen Thread-Speicherpuffer weitergeleitet werden. C und d werden jedoch möglicherweise nicht kontextübergreifend weitergeleitet, sodass sie möglicherweise weiterhin den alten Wert anzeigen.

Die interessante gotcha hier ist, dass, da jeder Thread beobachtet beide speichert, und leitet die lokale, und das Ergebnis von a = 1, c = 0 würde bedeuten, dass t0 sahen, dass die Speicherung zu [x] zuerst auftritt. Ein Ergebnis von b = 1, d = 0 würde bedeuten, dass t1 zuerst den Speicher für [y] sah. Die Tatsache, dass dies aufgrund der Speicherpufferweiterleitung möglich ist, würde die sequenzielle Konsistenz unterbrechen, da es erfordert, dass alle Kontexte in der gleichen globalen Reihenfolge der Speicher übereinstimmen. Stattdessen entschied sich x86 für ein schwächeres TSO-Modell, das diesen Fall zulässt.

Forwarding Stores global ist praktisch unmöglich, da gepufferte Geschäfte nicht unbedingt verpflichtet sind, was bedeutet, dass sie sogar auf dem falschen Weg einer Falschvorhersage sein können. Eine lokale Weiterleitung ist in Ordnung, da ein Flush auch alle Lasten, die von ihnen weitergeleitet werden, eliminiert, aber in mehreren Kontexten haben Sie das nicht. Ich habe auch Arbeit gesehen, die versucht, Geschäfte außerhalb des Kerns zu puffern, aber das ist wegen Latenz und Bandbreite nicht sehr praktisch. Für weitere Informationen, hier ist eine aktuelle Arbeit, die relevant sein kann - http://ieeexplore.ieee.org/abstract/document/7783736/