按照高速缓存的写策略的不同，有写直达和写回WB两种高速缓存：

1．  写直达高速缓存：一旦高速缓存中的一个字被修改，则在主存中要立即修改

2．  写回高速缓存： 并不是立即写回，而是当被修改的字从高速缓存中被替换或清除时，才真正修改主存

在侦听协议的设计中，主要有两种设计选择：一是写直达高速缓存还是写回高速缓存，二是写无效WI，还是写更新WU协议

MSI协议

三态写回无效MSI（modified，shared，invalid）

状态

1．  无效I状态：

2．  共享S状态：它意味着该块在高速缓存中未被修改过，主存中是最新的，在其他高速缓存中可能有也可能没有该块的拷贝

3．  修改M状态：它意味着只有该高速缓存中有该块的最新拷贝，主存中的拷贝是过时的，在其他高速缓存中没有该块的有效拷贝。

事件：

高速缓存一致性协议中，每个高速缓存控制器接收两方面的输入：

1．  处理器发出的请求： 处理器读PrRd 处理器写PrWr

2．  总线上侦听到的事务:总线读BusRd、总线互斥读BusRdx、总线写回BusWB

总线读BusRd：高速缓存控制器将地址放到总线上，请求一个数据块，由主存或者Cache提供数据。

总线互斥读：请求数据块，该目的是要修改该数据块，并且自己独占，其他cache都无效。

总线写回BusWB：cache将数据块写入内存

为了支持上面的事件，高速缓存控制器又提供了一种新事件：FLUSH，目的是为了响应出现在总线上的事务，并能把该事务所请求的块从缓存中cache直接放到总线上，而不是通过内存再传进数据。

上图中A/B表示高速缓存控制器观察到事件A发生了，或者说由于事件A导致了该转换的发生，除了发生状态转换外，还要产生一个动作B；“-”表示空动作，Flush动作表示由高速缓存来请求块到总线上。

无效状态：

1．  当有处理器读PrRd事件时，就会发生cache miss这样就会装入新数据，但此时其他的cache可能有也可能没有，所以进入S状态，当然需要总线读事件的支持，所以触发总线读事件BusRd

2．  当有处理器写PrWr事件时，会导致cache miss，调用总线互斥读BusRdX事件（目的是告诉其他cache我要修改这个cache,你们先都无效掉），把要写入的数据装入cache(这是由于采用写直达且不分配策略)，然后再修改，这时就会进入M状态

共享状态：

1．  当有处理器读PrRd事件时，因为数据就在本cache内且是最新的所以直接命中，还是S状态。

2．  当有处理器写PrWr事件时，调用总线互斥读BusRdX事件（目的是告诉其他cache我要修改这个cache,你们先都无效掉），当更新数据后，需要进入M状态，告知这是最新的数据，主存中的数据也是过时的。

3．  当接收到总线上有读BusRd的事件时，当在共享态接受到别人的总线读信息时，与我无关，所以还是S状态。

4．  当接收到总线上有互斥读BusRdX的事件时，我知道你要当老大了，所以我也只能听从你的安排，把自己无效掉。进入I状态

修改过状态

1．  当有处理器读PrRd事件时，因为为读事件，且M代表当前cache的数据是要比其他的新，所以直接命中，不影响其他cache。所以进入M状态

2．  当有处理器写PrWr事件时，同样也是因为当前cache是最新的，所以直接更新写，对其他cache不产生影响，所以还是进入M状态。

3．  当接收到总线上有读BusRd的事件时，因为现在我在M状态，我的数据是最新的，所以当然由我提供数据，所以产生FLUSH事件，最后进入S状态。

4．  当接收到总线上有互斥读BusRdX的事件时，因为你告诉我只能你当老大，没办法我只能让出，但是让出前我需要把玉玺交出来，所以先FLUSH，然后进入了无效I状态让你当老大。

MSI cache一致性协议