我正在读关于MESI监听高速缓存一致性协议 ，这是我的猜测是，在现代多核x86处理器所使用的协议（请纠正我，如果我错了）。 现在，文章在一个地方说这个。
其保持线修正的状态的高速缓存必须探听（截距）所有尝试的读取（从系统中的所有其它高速缓存的）对应的主存储器位置的，并插入数据，它保持。 这通常是通过迫使读取到回退（即，重试后），然后将数据写入到主存储器并改变高速缓存线变为共享状态来完成。
现在我不明白的是，为什么需要数据在主存储器写入。 不能高速缓存一致性只是不断在高速缓存中的内容同步，而不要去内存（除非高速缓存行是真正ofcourse驱逐）？ 我的意思是，如果一个核心，就是不断地阅读和其他不断写作，为什么不保持在高速缓冲存储器中的数据，并保存在缓存中更新数据。 为什么招致写回主存储器的性能？
换句话说，无法读取数据的核心，直接从写作核心的缓存中读取，并相应修改其缓存？
现在我不明白的是，为什么需要数据在主存储器写入。 不能高速缓存一致性只是不断在高速缓存中的内容同步，而不要去内存（除非高速缓存行是真正ofcourse驱逐）？
这不会发生。
我有我的笔记本电脑的ICORE 5看起来像这样;
M
N
S
L3U
L2U L2U
L1D L1D
L1I L1I
P P
L L L L
M = Main memory
N = NUMA node
S = Socket
L3U = Level 3 Unified
L2U = Level 2 Unified
L1D = Level 1 Data
L1I = Level 1 Instruction
P = Processor
L = Logical core
当两个逻辑内核在相同的数据进行操作，他们不搬出主内存; 他们交换过L1和L2缓存。 同样地，当两个处理器内核的工作，他们在L3高速缓存交换数据。 不使用主内存，除非发生驱逐。
但是，一个简单的CPU确实可能的事情一样聪明。
MESI协议不允许多于一个高速缓存保持相同的高速缓存线处于modified状态。 所以，如果一个高速缓存行被修改，并希望从其他processor's缓存读取，那么它必须首先写入主存储器中，然后阅读，这样既processor's缓存现在share该行（共享状态）
因为高速缓冲存储器通常不是能够直接写入到彼此（因为这将需要更多的带宽）。
我不明白的是，为什么需要数据在主存储器写入
让我们处理器中的有modified线。 现在处理器B被试图读取同一高速缓存（通过改进的）线从主存储器中。 由于在主存储器中的内容现在是无效的（因为A修改内容），A的窥探该行的任何其他尝试读取。 因此，为了允许处理器B（和其他）来读取该行，A具有将它写回主存储器。
I mean if one core is constantly reading and the other constantly writing,为什么不保持在高速缓冲存储器中的数据，并保存在缓存中更新数据。
你是正确的，这就是通常做。 但在这里，这是情况并非如此。 别人（处理器B在我们的例子中）正在努力读书。 所以必须写回并使缓存行状态shared ，因为A和B现在共享高速缓存行。
所以，其实我不认为读缓存已去到主内存。 在MESI，当处理器请求由它的对等体的一个经修饰的一个块时，它发出总线（或任何互连培养基），这些被广播到每一个处理器上的读未命中。
其持有的“修改”状态的块处理器赶上呼叫，并出具一份回到了巴士 - 拿着块ID和价值 - 而改变其对“共享”自己的副本状态。 此副本回来由请求处理器接收到的，在它的本地高速缓存，这将写入块将其标记为“共享”。
这取决于是否执行由所属的处理器回发的副本保存到主内存，还是不行。
编辑：注意，MOESI协议添加一个“拥有的”状态，这是非常相似的“共享”，并且允许处理器保持一个块的一个副本，在占用状态，该值在总线上拷贝回来，如果它捕获一广播读/写错过该块。
