事務存儲結構的實現

(2) 讀00地址(十六進制地址)中的數據到寄存器r1中，00地址對應數據塊的讀(R)標志位置1表示此數據被讀。

(3) 將寄存器r2中數據(這里假設為56)存入c0地址中，由于c0地址中存在原始數據34，將c0地址和該原始數據一起根據LogBase中的日志入口地址存入日志中，并將LogPtr指針后移，指向用于存放下個數據的地址位，同時將c0地址對應塊的寫(W)標志位置1，代表一次寫操作的完成，其他的狀態(tài)不變。

(4) 讀取40地址中數據到寄存器r3中，然后r3中數據加1，并將執(zhí)行后的r3數據存回40地址中，該操作對40地址對應塊執(zhí)行了一次讀操作和一次寫操作，將讀(R)和寫(W)標志位置1，然后將原始40地址對應塊中數據存入日志中，存入LogPtr指向的地址中，同時將LogPtr指針后移。

(5) 事務提交后狀態(tài)——將與本事務相關的各個數據塊對應讀寫標志位清0，將LogPtr置位到LogBase，TMcount置0。(本例僅針對單事務執(zhí)行，如果是嵌套事務的執(zhí)行，LogTM結構會更加復雜，具體支持嵌套事務的LogTM實現，請參考[2])

(6) 事務回滾后狀態(tài)——事務在執(zhí)行或提交過程中如果出錯需要回滾，則將日志中記錄的原始數據按照地址映射關系重新加載到對應cache數據塊中，同時將各個塊對應讀寫標志位清0，LogPtr重置并且TMcount置0。

圖 4 事務版本管理過程——成功提交和回滾

2.2 沖突管理(Contention Management)

LogTM采用積極的沖突管理模式，而沖突管理中的一個重要概念目錄，就是在內存中開辟的一片用來記錄共享數據索引和相關狀態(tài)信息的區(qū)域，也稱為目錄表。此沖突管理以目錄為橋梁，通過目錄的分析和消息轉發(fā)機制來完成多處理機間的沖突檢測。具體的實現步驟概括起來為：①請求操作的處理機發(fā)出一致性請求到目錄；②目錄響應請求并可能將請求轉發(fā)到其他一個或多個處理機上；③每個響應請求的處理機檢查自身狀態(tài)看是否發(fā)生沖突；④每個響應請求的處理機給出應答信號，包括沖突應答(nack)和非沖突應答(ack)；⑤發(fā)出請求的處理機解決沖突。

事務發(fā)生沖突后的替換行為須依據目錄中有效的MOESI狀態(tài)(MOESI 狀態(tài)：Modified(M)，Owned(O)， Exclusive(E)，Shared(S) or Invalidate(I))而定。

下面結合圖5中的沖突檢測實例對沖突管理的具體行為進行說明。

圖 5 LogTM沖突檢測實例

(1)事務開始——處理機P開始執(zhí)行事務，TMcount增1；此時僅目錄中存放的cache塊信息有效。

(2)處理機P向目錄請求數據信息——步驟①：P在自身的cache中找不到某數據，馬上發(fā)送獨占請求(GETX)到目錄。步驟②：目錄收到請求后根據相應數據的索引找到“老”版本數據傳給處理機P，當“老”版本數據達到P時，P將此數據更為“新”版本數據同時將本機此數據塊對應讀/寫標志位置1。步驟③：P接受數據完畢后，發(fā)送應答信號給目錄表示已經成功接受數據。與此同時目錄中的狀態(tài)信息為M@P(Modified by P)，表示此數據正在被處理機P更改。

(3)檢測到事務沖突——步驟①：處理機Q發(fā)出請求某共享數據的信號(GETS)給目錄。步驟②：由于目錄中此數據的狀態(tài)為M@P，目錄則根據請求轉發(fā)給處理機P。步驟③：P接受到請求后檢查自己的狀態(tài)，由于P中相應數據塊的寫標志位已置，表明P正在修改此數據，不能滿足Q的請求，發(fā)生沖突。這時處理機P直接發(fā)送沖突信號給Q，當Q接受到沖突信號后進行沖突處理。步驟④：處理機Q同時將沖突信號發(fā)送給目錄，表明此次請求失敗。

(4)事務溢出的處理——處理機P通知目錄要將修改后的數據存到內存中(目前，內存中存在的是對應數據修改前的“臟”數據)。步驟①：P發(fā)出PUTX請求給目錄。步驟②：目錄認可后發(fā)送應答信號給P，通知P可以發(fā)送。步驟③：P接收到此信號后將數據寫回內存(WB_XACT)同時將溢出位置1(表明此數據已經不在cache中)。這樣在寫回操作完成后，P中相關數據塊信息已置為無效，但是目錄中仍然保持著原先P持有數據時的狀態(tài)，內存中對應區(qū)域已為修改后的“干凈”數據，目錄中該數據相應的狀態(tài)也由“老”變成了“新”，表明內存中此數據已為更新后的數據。

(5)溢出數據的事務沖突檢測——步驟①：處理機Q重新發(fā)出請求數據信號給目錄，由于目錄中的狀態(tài)還沒有改變。步驟②：目錄根據當前狀態(tài)再次將請求轉發(fā)給處理機P，而此時Q請求的數據塊已經寫回內存中去了，并不在P的cache中，P收到請求信號后檢查到自身的溢出位已經置位，它認為此數據可能由于某種原因不在cache中，但是仍然與它相關。比如：由于此數據塊大小大于cache規(guī)定塊大小而不能放下，但仍需操作。步驟③：P發(fā)出沖突信號(NACK)給Q，但是這個沖突并不是真正意義上的沖突，而是P假設的沖突。步驟④：Q收到沖突信號后處理沖突同時發(fā)送信號給目錄，表明此次請求再次失敗。

(6)目錄中數據狀態(tài)的懶惰(Lazy)更新——處理機P提交事務后將TMcount減1，將對應cache塊的讀/寫標志位和溢出標志位清零，但此時目錄中的狀態(tài)仍然為M@P。步驟①：此時一旦處理機Q重新發(fā)出請求此數據信號。步驟②：該信號會再一次通過目錄轉發(fā)給處理機P，但此時P的溢出位已經被清空。步驟③：P通過發(fā)送清除信息(CLEAN)給目錄通知目錄不必再轉發(fā)請求信息，目錄中的數據信息有效可以直接發(fā)送給請求的處理機Q。步驟④：目錄根據索引關系找到相關數據發(fā)送給處理機Q。步驟⑤：Q收到數據后進行處理同時將應答信號發(fā)送給目錄，表明請求成功同時將目錄對應數據項狀態(tài)置E@Q，表示此時處理機Q獨占此數據資源。