JP5116418B2 - マルチプロセッサ・データ処理システムにおいて、データを処理する方法、マルチプロセッサ・データ処理システムのための処理ユニット、およびデータ処理システム - Google Patents

マルチプロセッサ・データ処理システムにおいて、データを処理する方法、マルチプロセッサ・データ処理システムのための処理ユニット、およびデータ処理システム Download PDF

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Description

本発明は、マルチプロセッサ・データ処理システムの改良に係り、更に詳しく云えば、マルチプロセッサ・データ処理システムにおける階層キャッシュ・システムのコヒーレンシ管理の改良に係る。
サーバ・コンピュータ・システムのような通常の対称マルチプロセッサ（ＳＭＰ）コンピュータ・システムは、典型的には１つまたは複数のアドレス・バス、データ・バス、および制御バスを含むシステム相互接続バスにすべて接続された複数の処理ユニットを含む。システム相互接続バスに接続されるシステム・メモリは、マルチプロセッサ・コンピュータ・システムにおける最低レベルの揮発性メモリを表し、一般に、すべての処理ユニットによる読取りおよび書込みアクセスのためにアクセス可能である。システム・メモリに存在する命令およびデータに対するアクセス待ち時間を少なくするために、各処理ユニットは、典型的には、それぞれのマルチレベル・キャッシュ階層によって更に支援され、その階層の下位レベルのものが１つまたは複数のプロセッサ・コアによって共用される。
複数のプロセッサ・コアがデータの同じキャッシュ・ラインへの書込みアクセスを要求し得るし、修正されたキャッシュ・ラインがシステム・メモリと直接的には同期しないので、マルチプロセッサ・コンピュータ・システムのキャッシュ階層は、システム・メモリの内容に関して種々のプロセッサ・コアの「ビュー（view）」間での少なくとも最低レベルのコヒーレンシを保証するようにキャッシュ・コヒーレンシ・プロトコルを実装する。詳しく云えば、キャッシュ・コヒーレンシは、少なくとも、処理ユニットがメモリ・ブロックのコピーをアクセスし、その後、そのメモリ・ブロックの更新されたコピーをアクセスした後、処理ユニットがそのメモリ・ブロックの古いコピーを再びアクセスすることができないことを必要とする。
キャッシュ・コヒーレンシ・プロトコルは、一般に、キャッシュ階層の各レベルにストアされたキャッシュ・ラインと関連してストアされた一組のキャッシュ状態、およびキャッシュ階層間でキャッシュ状態の情報を通信するために利用される一組のコヒーレンシ・メッセージを定義する。典型的な実装では、キャッシュ状態の情報は、周知のＭＥＳＩ（Modified, Exclusive, Shared, Invalid）プロトコルまたはその変形という形態をとり、コヒーレンシ・メッセージは、メモリ・アクセス要求の要求元および／または宛先のキャッシュ階層におけるプロトコルで定義されたコヒーレンシ状態の遷移を表す。ＭＥＳＩプロトコルは、データのキャッシュ・ラインが４つの状態、即ち、Ｍ（Modified ‐ 修正済み）、Ｅ（Exclusive ‐ 排他的）、Ｓ（Shared ‐ 共用）、またはＩ（Invalid ‐ 無効）、の１つによってタグ付けされることを可能にする。「修正済み」状態は、コヒーレンシ・グラニュールが、修正されたコヒーレンシ・グラニュールをストアしているキャッシュにおいてのみ有効であるということ、および修正されたコヒーレンシ・グラニュールの値がシステム・メモリに書込まれていないということを表す。メモリ階層におけるすべてのキャッシュのうち、その時点でコヒーレンシ・グラニュールが「排他的」として表されているとき、そのキャッシュだけがコヒーレンシ・グラニュールを保持する。しかし、「排他的」状態におけるデータは、システム・メモリと整合している。もし、或るコヒーレンシ・グラニュールがキャッシュ・ディレクトリにおいて「共用」としてマークされるならば、そのコヒーレンシ・グラニュールは、関連するキャッシュに、および、恐らくはメモリ階層内の１つまたは複数の他のキャッシュに存在し、そのコヒーレンシ・グラニュールのすべてのコピーがシステム・メモリと整合している。最後に、「無効」状態は、コヒーレンシ・グラニュールと関連するデータおよびアドレスが共に無効であるということを表す。
各コヒーレンシ・グラニュール（例えば、キャッシュ・ライン）がセットされる状態は、そのキャッシュ・ライン内のデータの前の状態と、要求元の装置（例えば、プロセッサ）から受けたメモリ・アクセス要求のタイプとの両方に依存する。従って、システムにおいてメモリ階層を維持するということは、メモリ・ロケーションから読取るまたはメモリ・ロケーションに書込むという意図を表すメッセージをプロセッサがシステム全体にわたって通信することを必要とする。例えば、プロセッサが或るメモリ・ロケーションにデータを書込みたいとき、プロセッサは、先ず、そのメモリ・ロケーションにデータを書込むという意図を他のすべての処理要素に知らせなければならず、書込みオペレーションを実行するための許可を他のすべての処理要素から受けなければならない。要求元のプロセッサが受けた許可メッセージは、そのメモリ・ロケーションの内容のすべての他のキャッシュされたコピーが無効にされたということ或いは無効にされるであろうということを表し、それによって、他のプロセッサがそれらの失効したローカル・データを間違ってアクセスしないということを保証する。
或るシステムでは、キャッシュ階層は、少なくとも２つのレベルのキャッシュ、即ち、レベル１（Ｌ１）または上位レベルのキャッシュと、レベル２（Ｌ２）キャッシュおよびレベル３（Ｌ３）キャッシュのような１つまたは複数のレベルの下位レベルのキャッシュを含む（Ｌ２キャッシュはＬ３キャッシュに関して上位レベルのキャッシュである）。Ｌ１キャッシュは、通常、ＭＰシステムにおける特定のプロセッサ・コアに関連する専用キャッシュである。プロセッサ・コアは、先ず、そのＬ１キャッシュにおけるデータをアクセスしようとする。もし、要求されたデータがＬ１キャッシュにおいて見つからなければ、プロセッサ・コアは、要求されたデータに関して１つまたは複数の下位レベルのキャッシュ（例えば、レベル２（Ｌ２）またはレベル３（Ｌ３）キャッシュ）をアクセスする。多くの場合、最低レベルのキャッシュ（例えば、Ｌ３キャッシュ）は幾つかのプロセッサ・コアの間で共用される。
典型的には、上位レベルのキャッシュの合同クラスが満杯になるとき、データ・ラインが、記憶のために下位レベルのキャッシュにまたはシステム・メモリに「排出（evict）」または書き出される。しかし、いずれのメモリ階層の場合も、メモリ階層にある同じデータの複数のコピーが同時に存在し得る。より多くのスペースを上位レベルのキャッシュに与えるためにラインを排出するというポリシは、その結果として、下位レベルのキャッシュに対する更新を生じさせ、それは下位レベルのキャッシュ・ディレクトリにおけるコヒーレンシ状態情報の更新も含む。
従来は、キャッシュ・コヒーレンシ・プロトコルは、一般に、キャッシュ・コヒーレンシを維持するために、上位レベルのキャッシュからのキャッシュ・ラインの排出時に、上位レベルのキャッシュからのコヒーレンシ状態が下位レベルのキャッシュにコピーされるものと仮定していた。本発明は、キャストアウトが行われるときおよび他のデータ処理シナリオのために、キャッシュ階層におけるコヒーレンシ状態とコヒーレンシ状態遷移とを適切に定義することによって、データ処理システムに対するパフォーマンスの強化を達成することが可能であると認識するものである。
本発明の目的は、マルチプロセッサ・データ処理システムにおいてコヒーレンシ管理を行うための改良された処理ユニット、データ処理システム、および方法を提供することにある。
本発明の一実施例によれば、データ処理システムは、少なくとも第１コヒーレンシ・ドメインおよび第２コヒーレンシ・ドメインを含み、第１コヒーレンシ・ドメインはシステム・メモリおよびキャッシュ・メモリを含む。本発明のデータを処理する方法は、キャッシュ・メモリのデータ・アレイにキャッシュ・ラインをバッファするステップと、キャッシュ・ラインがデータ・アレイにおいて有効であること、キャッシュ・ラインがキャッシュ・メモリに非排他的に保持されること、および第２コヒーレンシ・ドメインにおける別のキャッシュがそのキャッシュ・ラインのコピーを保持し得ること、を表すためにキャッシュ・メモリのキャッシュ・ディレクトリにおける状態フィールドをコヒーレンシ状態にセットするステップと、を有する。
本発明のすべての目的、特徴、および利点が以下の詳細な説明において明らかになるであろう。
I．例示的アーキテクチャの概要
図面全体を通して、同じ参照番号は同じ部分または対応する部分を指す。図１を参照すると、本発明を実装し得る例示的なデータ処理システムを表す高レベルのブロック図が示される。データ処理システムは、キャッシュ・コヒーレントな対称マルチプロセッサ（ＳＭＰ）・データ処理システム１００として示される。図示のように、データ処理システム１００は、データおよび命令を処理するための複数の処理ノード１０２ａ、１０２ｂを含む。処理ノード１０２は、アドレス、データ、および制御情報を通信するためのシステム相互接続網１１０に接続される。システム相互接続網１１０は、例えば、バス型の相互接続網、交換型の相互接続網、またはハイブリッド相互接続網として実装することが可能である。
図示の実施例では、各処理ノード１０２は、４つの処理ユニット１０４ａ〜１０４ｄを含むマルチチップ・モジュール（ＭＣＭ）として実装される。各処理ユニットは、それぞれの集積回路として実装されることが望ましい。各処理ノード１０２における処理ユニット１０４は、ローカル相互接続網１１４によって相互におよびシステム相互接続網１１０に通信を行うために接続される。ローカル相互接続網１１４は、システム相互接続網１１０のように、例えば、１つまたは複数のバスまたはスイッチを用いて実装することも可能である。
図２に示されるように、各処理ユニット１０４は、それぞれのシステム・メモリ１０８に接続された統合メモリ・コントローラ（ＩＭＣ）２０６を含む。システム・メモリ１０８に存在するデータおよび命令は、一般に、データ処理システム１００内の任意の処理ノード１０２の任意の処理ユニット１０４におけるプロセッサ・コアがアクセスおよび修正することも可能である。本発明の別の実施例では、１つまたは複数のメモリ・コントローラ２０６（およびシステム・メモリ１０８）をシステム相互接続網１１０またはローカル相互接続網１１４に接続することも可能である。
図１のＳＭＰデータ処理システム１００が、相互接続ブリッジ、不揮発性記憶装置、ネットワークまたは付属装置等への接続のためのポート、のような多くの追加の図示されてないコンポーネントを含み得るということは当業者には明らかであろう。そのような追加のコンポーネントは、本発明の理解にとっては必要のないものなので図１には示されず、これ以上説明されない。しかし、本発明によって提供される機能強化が様々なアーキテクチャのキャッシュ・コヒーレントなデータ処理システムに適用可能であって、図１に示された汎用データ処理システム・アーキテクチャにまったく限定されないということは当然である。
図２を参照すると、本発明に従った例示的な処理ユニット１０４の更に詳細なブロック図が示される。図示の実施例では、単一の集積回路として都合よく実装し得る各処理ユニット１０４は、互いに独立して命令およびデータを処理するための４つのプロセッサ・コア２００ａ〜２００ｄを含む。１つの好適な実施例では、各プロセッサ・コア２００は、複数（例えば、２つ）の同時的なハードウェア・スレッドの実行を支援する。
各プロセッサ・コア２００のオペレーションはマルチ・レベルの揮発性メモリ・サブシステムによって支援され、そのメモリ・サブシステムは、共用システム・メモリ１０８を最低レベルで有し、キャッシュ可能なアドレス内に存在するデータおよび命令をキャッシュするための２つまたはそれ以上のレベルのキャッシュ・メモリを上位レベルで有する。図示の実施例では、キャッシュ・メモリ階層は、各プロセッサ・コア２００内にあってそのプロセッサ・コア専用のそれぞれのストア・スルー・レベル１（Ｌ１）キャッシュ（図示されてない）、各プロセッサ・コア２００に専用のそれぞれのストア・イン・レベル２（Ｌ２）キャッシュ２３０、およびＬ２キャストアウト（castout）をバッファするためのＬ３ビクティム（victim）・キャッシュ２３２を含む。図示の実施例では、プロセッサ・コア２００ａおよび２００ｄがそれぞれのＬ３キャッシュ２３２ａを共用し、プロセッサ・コア２００ｂおよび２００ｃがＬ３キャッシュ２３２ｂを共用する。もちろん、別の実施例では、プロセッサ・コア２００の各々がそれ自身のＬ３キャッシュ２３２を有することも可能である。図２に示されたものを含む少なくともいくつかの実施例では、Ｌ３キャッシュ２３２ａ、２３２ｂがデータ交換を可能にするために更に相互に接続される。このデータ交換は、プロセッサ・コア２００によってアクセスされそうなデータを処理ユニット１０４のキャッシュ階層内にできるだけ長い期間保存するために、一方のＬ３キャッシュ２３２がそれのキャッシュ・ラインの１つを他方のＬ３キャッシュ２３２にキャストアウトすることを可能にすることを含む。
各処理ユニット１０４は応答ロジック２１０のインスタンスを含み、その応答ロジックは、データ処理システム１００内のキャッシュ・コヒーレンシを維持する分散型のコヒーレンシ信号機構の一部を実装する。更に、各処理ユニット１０４は、処理ユニット１０４と、ローカル相互接続網１１４およびシステム相互接続網１１０との間の通信を管理するための相互接続ロジック２１２のインスタンスを含む。Ｌ２キャッシュ２３０およびＬ３キャッシュ２３２の各々は、図１の相互接続網１１０および１１４を介したデータおよびコヒーレンシ通信における参加を可能にするために相互接続ロジック２１２に接続される。最後に、各処理ユニット１０４は、Ｉ／Ｏ装置２１６のような１つまたは複数のＩ／Ｏ装置の接続を支援する統合Ｉ／Ｏコントローラ２１４を含む。Ｉ／Ｏコントローラ２１４は、Ｉ／Ｏ装置２１６による要求に応答してローカル相互接続網１１４および／またはシステム相互接続網１１０上のオペレーションを発行させることが可能である。
次に図３を参照すると、図２の処理ユニット１０４におけるプロセッサ・コア２００およびＬ２キャッシュ２３０の更に詳細なブロック図が示される。図示のように、プロセッサ・コア２００は、実行のために命令をフェッチして順序付けるための命令シーケンス・ユニット（ＩＳＵ）３００、命令を実行するための１つまたは複数の実行ユニット３０２、およびＬ１キャッシュ３０６を含む。
実行ユニット３０２は、データをメモリからロードさせるためにおよびメモリにストアさせるためにメモリ・アクセス命令（例えば、ロードおよびストア命令）を実行するロード・ストア・ユニット（ＬＳＵ）３０４を含む。メモリ・サブシステムによるコヒーレンシ・プロトコルの実装を通してそのようなメモリ・アクセス・オペレーションを行うとき、メモリ内容のコヒーレントなビューが維持される。
本発明によれば、分離したＬ１データおよび命令キャッシュを含み得るＬ１キャッシュ３０６は、他のプロセッサ・コア２００に関するキャッシュ・コヒーレンシのポイントがＬ１キャッシュ３０６の下に置かれ、図示の実施例では、Ｌ２キャッシュ２３０に置かれるということを意味するストア・スルー・キャッシュとして実装される。従って、Ｌ１キャッシュ３０６は、それのキャッシュ・ラインに関して真のキャッシュ・コヒーレンシ状態を維持するのではなく、有効／無効ビットを維持するだけである。
Ｌ２キャッシュ２３０は、命令およびデータのキャッシュ・ラインをストアするデータ・アレイ３１０、およびデータ・アレイ３１０のキャッシュ・ディレクトリ３１２を含む。通常のセット・アソシアティブ・キャッシュにおけるように、システム・メモリ１０８におけるメモリ・ブロックは、システム・メモリ（実）アドレス内の所定のインデックス・ビットを利用してデータ・アレイ３１０内の特定の合同クラスにマップされる。一実施例では、コヒーレンシ・システムに対する標準のメモリ・ブロックは１２８バイトのキャッシュ・ラインにセットされる。データ・アレイ３１０内にストアされた特定のメモリ・ブロックまたはキャッシュ・ラインがキャッシュ・ディレクトリ３１２に記録される。なお、キャッシュ・ディレクトリ３１２は、データ・アレイ３１０における各キャッシュ・ラインに対して１つのディレクトリ・エントリを含む。当業者には明らかであるように、キャッシュ・ディレクトリ３１２における各ディレクトリ・エントリは、少なくとも、対応する実アドレスの一部分を利用してデータ・アレイ３１０にストアされた特定のキャッシュ・ラインを指定するタグ・フィールド３１４、キャッシュ・ラインのコヒーレンシ状態を表す状態フィールド３１６、および同じ合同クラスにおける他のキャッシュ・ラインに関してそのキャッシュ・ラインに対する置換順序を表すＬＲＵ（最低使用頻度）フィールド３１８を含む。
更に図３に示されるように、Ｌ２キャッシュ２３０は、Ｌ２キャッシュ２３０のデータおよびコヒーレンシ・オペレーションを制御するキャッシュ・コントローラ３３０も含む。キャッシュ・コントローラ３３０は、関連するプロセッサ・コア２００から受けたロード（ＬＤ）要求およびストア（ＳＴ）要求を独立して且つ同時にサービスするための複数の読取り・クレーム（Read-Claim : ＲＣ）・マシン３３２、並びに、関連するプロセッサ・コア２００以外のプロセッサ・コアによって発行され且つローカル相互接続網１１４から「スヌープされた」リモート・メモリ・アクセス要求を独立して且つ同時にサービスするための複数のスヌープ（ＳＮ）・マシン３３４を含む。明らかなように、ＲＣマシン３３２によるメモリ・アクセス要求のサービスは、データ・アレイ３１０内のメモリ・ブロックの置換または無効化を必要とすることがある。従って、キャッシュ・コントローラ３３０は、データ・アレイ３１０からのメモリ・ブロックの除去または書き戻しを管理する複数のＣＯ（キャストアウト）マシン３３６も含む。
次に図４を参照すると、本発明に従ったＬ３キャッシュの実施例の更に詳細なブロック図が示される。図３および図４を比較するとわかるように、Ｌ２キャストアウトをバッファするためのビクティム・キャッシュとして働くＬ３キャッシュ２３２は、図３のＬ２キャッシュ２３０と同様に構成される。従って、Ｌ３キャッシュ２３２は、セット・アソシアティブ・データ・アレイ３６０、データ・アレイ３６０の内容のキャッシュ・ディレクトリ３６２、およびキャッシュ・コントローラ３８０を含む。
キャッシュ・ディレクトリ３６２における各ディレクトリ・エントリは、対応する実アドレスの一部分を利用してデータ・アレイ３６０にストアされた特定のキャッシュ・ラインを指定するタグ・フィールド３６４、キャッシュ・ラインのコヒーレンシ状態を表す状態フィールド３６６、および同じ合同クラスにおける他のキャッシュ・ラインに関してそのキャッシュ・ラインに対する置換順序を表すＬＲＵ（最小使用頻度）フィールド３６８を含む。キャッシュ・コントローラ３８０は、図３を参照して説明したように、複数のスヌープ（ＳＮ）・マシン３８４および複数のキャストアウト（ＣＯ）・マシン３８６を含む。ＲＣマシンの代わりに、キャッシュ・コントローラ３８０は、垂直方向に接続されたＬ２キャッシュ２３０のデータ要求をサービスする複数の読取り（ＲＤ）マシン３８２を含む。
II．例示的オペレーション
次に図５を参照すると、図１のデータ処理システム１００のローカル相互接続網１１４またはシステム相互接続網１１０を介した例示的オペレーションの時空線図が示される。相互接続網１１０、１１４は必ずしもバス型の相互接続網ではないが、１つまたは複数のローカル相互接続網１１４および／またはシステム相互接続網１１０を介して伝送されるオペレーションは本明細書では「バス・オペレーション」と呼ばれ、プロセッサ・コア２００とそれ自身のキャッシュ階層内にあるキャッシュ・メモリとの間で伝送されるＣＰＵ要求とは区別される。
図示のバス・オペレーションは、Ｌ２キャッシュ２３０のＲＣマシン３３２またはＩ／Ｏコントローラ２１４のようなマスタ（Ｍ）４００がローカル相互接続網１１４および／またはシステム相互接続網１１０を介して要求４０２を発行するときに開始する。要求４０２は、所望のアクセスのタイプを表すトランザクション・タイプおよびその要求によってアクセスすべきリソースを表すリソース識別子（例えば、実アドレス）を含むことが望ましい。要求の一般的なタイプは、下記の表１に示されるものを含むことが望ましい。
Figure 0005116418
要求４０２は、Ｌ２キャッシュ２３０のスヌープ・マシン３３４、Ｌ３キャッシュ２３２のスヌープ・マシン３８４のようなスヌーパ４１２、およびメモリ・コントローラ２０６（図２）によって受取られる。一般に、若干の例外はあるものの、要求４０２を発行したＲＣマシン３３２と同じＬ２キャッシュ２３０におけるスヌープ・マシン３３４および接続されたＬ３キャッシュ２３２のスヌープ・マシン３８４は、要求４０２をスヌープしない（即ち、一般に、自己スヌーピングは存在しない）。というのは、要求４０２は、それが処理ユニット１０４によって内部的にサービスされ得ない場合にだけ、ローカル相互接続網１１４および／またはシステム相互接続網１１０を介して伝送されるからである。要求４０２を受取る各スヌーパ４１２は、少なくとも要求４０２に対するそのスヌーパの応答を表すそれぞれの部分的応答４０６を供給し得る。メモリ・コントローラ２０６は、例えば、そのメモリ・コントローラ２０６が要求アドレスに対して責任を負うのかどうか、およびそれが要求のサービスのために使用可能なリソースを有するかどうかに基づいて、供給すべき部分的応答４０６を決定する。Ｌ２またはＬ３キャッシュは、例えば、Ｌ２キャッシュ・ディレクトリの使用可能性、要求を処理すべきスヌープ・マシンの使用可能性、およびキャッシュ・ディレクトリにおける要求アドレスと関連するコヒーレンシ状態に基づいて、その部分的応答４０６を決定することが可能である。
スヌーパ４１２の部分的応答が、１つまたは複数の応答ロジック２１０のインスタンスによって段階的にまたは同時に論理的に結合され、要求４０２に対するシステム・ワイドの結合応答（ＣＲ）４１０を決定する。後述の範囲制限（scope restriction）次第で、応答ロジック２１０は、結合応答４１０を、ローカル相互接続網１１４および／またはシステム相互接続網１１０を介してバス・オペレーションのマスタおよびスヌーパに与えて、要求４０２に対するシステム・ワイドの応答（例えば、成功、失敗、再試行等）を表示させる。もし、ＣＲ４１０が要求４０２の成功を表すのであれば、ＣＲ４１０は、例えば、要求されたメモリ・ブロックのデータ・ソース、その要求されたメモリ・ブロックがキャッシュされるべきキャッシュ状態、および１つまたは複数のＬ２キャッシュ２３０またはＬ３キャッシュ２３２におけるその要求されたメモリ・ブロックを無効にする「クリーンアップ」オペレーションが必要であるかどうかを表すことも可能である。
典型的には、結合応答４１０を受取ったことに応答して、１つまたは複数のマスタ４００およびスヌーパ４１２は、要求４０２をサービスするために１つまたは複数のオペレーション実行する。これらのオペレーションは、データをマスタ４００に供給すること、１つまたは複数のＬ２キャッシュまたはＬ３キャッシュにおいてキャッシュされたデータのコヒーレンシ状態を無効にするかまたは更新すること、キャストアウト・オペレーションを遂行すること、データをシステム・メモリ１０８に書き戻すこと等を含み得る。もし、要求４０２によって必要とされるのであれば、要求されたメモリ・ブロックまたはターゲット・メモリ・ブロックは、応答ロジック２１０による結合応答４１０の発生の前または後に、マスタ４００にまたはマスタ４００から伝送され得る。
以下の記述では、要求に対するスヌーパ４１２の部分的応答並びにその要求および／またはその結合応答に応答してスヌーパによって行われるオペレーションを、スヌーパが、要求によって指定された要求アドレスに関し、「コヒーレンシの最高ポイント（Highest Point of Coherency : ＨＰＣ）」であるか、「コヒーレンシの最低ポイント（Lowest Point of Coherency : ＬＰＣ）」であるか、またはそのいずれでもないかに関連して、説明することにする。ＬＰＣは、本明細書では、メモリ・ブロックに対するリポジトリとして作用するメモリ装置またはＩ／Ｏ装置として定義される。メモリ・ブロックに対するＨＰＣが存在しない場合、ＬＰＣは、そのメモリ・ブロックの真のイメージを保持し、そのメモリ・ブロックの追加のキャッシュされたコピーを発生するための要求を許可または拒否する権限を有する。図１および図２のデータ処理システムの実施例における一般的な要求に関して、ＬＰＣは、参照メモリ・ブロックを保持するシステム・メモリ１０８のためのメモリ・コントローラ２０６であろう。ＨＰＣは、本明細書では、メモリ・ブロックの真のイメージ（ＬＰＣにおける対応するメモリ・ブロックと整合していてもよく或いは整合していなくてもよい）をキャッシュし且つメモリ・ブロックを修正するための要求を許可または拒否する権限を有する、一意的に識別された装置として定義される。記述的には、ＨＰＣは、メモリ・ブロックを修正しないオペレーションに応答して、要求元にメモリ・ブロックのコピーを供給することも可能である。従って、図１および図２のデータ処理システムの実施例における一般的な要求に対して、ＨＰＣは、存在するとすれば、Ｌ２キャッシュ２３０であろう。メモリ・ブロックに対するＨＰＣを指定するために他の標識を利用することも可能であるが、本発明の好適な実施例は、下記の表２を参照して後述するように、Ｌ２キャッシュ２３０のＬ２キャッシュ・ディレクトリ３１２またはＬ３キャッシュ２３２のＬ３キャッシュ・ディレクトリ３６２における選択されたキャッシュ・コヒーレンシ状態を利用して、メモリ・ブロックに対するＨＰＣを、それが存在する場合、指定する。
図５を更に参照すると、要求４０２において参照されたメモリ・ブロックに対するＨＰＣが存在する場合にはそのＨＰＣが、またはＨＰＣの不存在の場合にはそのメモリ・ブロックのＬＰＣが、保護ウィンドウ４０４ａの期間中に要求４０２に応答して、メモリ・ブロックの所有権の移動を防止する責任を有することが望ましい。図５に示された例示的なシナリオでは、要求４０２の要求アドレスによって指定されたメモリ・ブロックに対するＨＰＣであるスヌーパ４１２は、スヌーパ４１２がその部分的応答４０６を決定する時間からスヌーパ４１２が結合応答４１０を受取るまで延びている保護ウィンドウ４０４ａの期間中に、マスタ４００へのその要求されたメモリ・ブロックの所有権の移転を防止する。保護ウィンドウ４０４ａの期間中、スヌーパ４１２は、同じ要求アドレスを指定する他の要求に対する部分的応答を供給することによって、所有権の移転を防止する。なお、その部分的応答は、所有権がマスタ４００に成功裏に移転してしまうまで、他のマスタが所有権を得ることを防止する。マスタ４００は、同様に、結合応答４１０の受け取りに続いて要求４０２において要求されたメモリ・ブロックの所有権を保護するために、保護ウィンドウ４０４ｂを開始する。
III．データ配信ドメイン
通常のブロードキャスト・ベースのデータ処理システムは、ブロードキャスト通信を通してキャッシュ・コヒーレンシおよびデータ配信の両方を処理する。ブロードキャスト通信は、通常のシステムでは、システム相互接続網を通して少なくともそのシステムにおけるすべてのメモリ・コントローラおよびキャッシュ階層に伝送される。別のアーキテクチャおよび同様の規模のシステムと比べると、ブロードキャスト・ベースのシステムは、少ないアクセス待ち時間、並びに、共用メモリ・ブロックの良好なデータ処理およびコヒーレンシ管理の提供に有用である。
ブロードキャスト・ベースのシステムは大きさが増大するので、システム相互接続網におけるトラフィック量は増加し、それは、システム相互接続網を介した通信のために更なる帯域幅を必要とするので、システムのコストがシステムの規模と共に急激に上昇することを意味する。即ち、ｍ個のプロセッサ・コアを有し、各プロセッサ・コアの平均トラフィック量がｎ個のトランザクションであるシステムは、ｍ＊ｎのトラフィック量を有することになり、それは、ブロードキャスト・ベースのシステムにおけるトラフィック量が加算的ではなく乗算的に増加することを意味する。かなり大きな相互接続網の帯域幅を必要とするほかに、システム・サイズの増加は、アクセス待ち時間の増加という二次的効果を有する。例えば、データ読取りのアクセス待ち時間は、最悪の場合、要求されたメモリ・ブロックを共用コヒーレンシ状態（この状態から要求されたデータが配信され得る）で保持する最も遠い低レベル・キャッシュの結合応答待ち時間によって制限される。
ブロードキャスト・ベースのシステムの利点を保持しながら、システム相互接続網の帯域幅要件およびアクセス待ち時間を少なくするために、データ処理システム１００全体にわたって分散した複数のＬ２キャッシュは、「特別」共用コヒーレンシ状態で同じメモリ・ブロックのコピーを保持することを許容される。このようにすると、これらのキャッシュは、キャッシュ間のデータ介入（cache-to-cache data intervention）を使って、要求元のＬ２キャッシュ２３０にメモリ・ブロックを供給することが可能になる。データ処理システム１００のようなＳＭＰデータ処理システムにおいて、共用メモリ・ブロックに対する複数の並行で且つ分散されたソースを実装するためには、２つの問題点が扱われなければならない。第１に、前述の「特別」共用コヒーレンシ状態におけるメモリ・ブロックのコピーの作成を管理するルールが実装されなければならない。第２に、スヌーピングＬ２キャッシュ２３０が存在する場合、どのスヌーピングＬ２キャッシュが、例えば、バス読取りオペレーションまたはバスＲＷＩＴＭオペレーションに応答して、共用メモリ・ブロックを要求元のＬ２キャッシュ２３０に供給するのかを管理するルールがなければならない。
本明細書では、これらの問題点が、いずれもデータ配信（sourcing）ドメインの実装を通して扱われる。詳しく云えば、ＳＭＰデータ処理システム内の各ドメイン（なお、ドメインは、データ要求に対する応答に参加する１つまたは複数の下位レベルの（例えば、Ｌ２またはＬ３）キャッシュを含むように定義される）は、特定のメモリ・ブロックを「特別」共用コヒーレンシ状態で保持する唯一のキャッシュを含むことを許容される。そのキャッシュが存在する場合、そのキャッシュは、バス読取りタイプ（例えば、ＲＥＡＤまたはＲＷＩＴＭ）オペレーションが同じドメインにおける要求元のキャッシュによって開始されるとき、要求元のキャッシュに対してその要求されたメモリ・ブロックを配信する責任を負う。多くの異なるドメイン・サイズを定義することが可能であるが、図１のデータ処理システム１００において、各処理ノード１０２（即ち、ＭＣＭ）をデータ配信ドメインと見なすと、好都合である。表２を参照して、そのような「特別」共用コヒーレンシ状態（例えば、Ｓl およびＳlg）の例を後述する。
IV．コヒーレンシ・ドメイン
前述のデータ配信ドメインの実装は、データ・アクセス待ち時間を改良するが、この機能強化は、システムの規模が増大するとき、ｍ＊ｎの乗算的なトラフィック量に対処しない。ブロードキャスト・ベースのコヒーレンシ機構を維持しながらトラフィック量を減らすために、本発明の好適な実施例は、前述のデータ配信ドメインのように、別々のコヒーレンシ・ドメインを形成する各処理ノード１０２によって複数のコヒーレンシ・ドメインを都合よく（しかし必要なことではないが）追加的に実装することが可能である。データ配信ドメインおよびコヒーレンシ・ドメインは、共存することが可能であるが、必ずしもそうである必要はない。データ処理システム１００の例示的オペレーションを説明する便宜上、以下では、これらのコヒーレンシ・ドメインが、処理ノード１０２によって定義された境界を有するものと仮定する。
コヒーレンシ・ドメインの実装は、すべてのコヒーレンシ・ドメインよりも少ないコヒーレンシ・ドメインによる参加によって要求がサービスされる場合、システム相互接続網１１０を介したドメイン間のブロードキャスト通信を制限することによって、システム・トラフィックを減少させる。例えば、処理ノード１０２ａの処理ユニット１０４ａが発行すべきバス読取りオペレーションを有するのであれば、処理ユニット１０４ａは、最初に、他のコヒーレンシ・ドメイン（例えば、処理ノード１０２ｂ）における参加者を除く、それ自身のコヒーレンシ・ドメイン（例えば、処理ノード１０２ａ）内の参加者全部に対し、バス読取りオペレーションをブロードキャストすることを選択し得る。オペレーションのマスタと同じコヒーレンシ・ドメイン内の参加者のみに伝送されるブロードキャスト・オペレーションは、本明細書では、「ローカル・オペレーション」として定義される。もし、ローカル・バス読取りオペレーションが処理ユニット１０４ａのコヒーレンシ・ドメイン内でサービスされ得るならば、バス読取りオペレーションの更なるブロードキャストは行われない。しかし、ローカル・バス読取りオペレーションが処理ノード１０２ａのコヒーレンシ・ドメイン内で単独ではサービスされ得ないということを、そのローカル・バス読取りオペレーションに対する部分的応答および結合応答が表すならば、ローカル・コヒーレンシ・ドメインに加えて、１つまたは複数の追加のコヒーレンシ・ドメインを含むようにブロードキャストの範囲を拡張することも可能である。
基本的な実装では、２つのブロードキャスト範囲、即ち、ローカル・コヒーレンシ・ドメインのみを含む「ローカル」範囲およびＳＭＰデータ処理システムにおける他のすべてのコヒーレンシ・ドメインを含む「グローバル」範囲、が使用される。従って、本明細書では、ＳＭＰデータ処理システムにおけるすべてのコヒーレンシ・ドメインに伝送されるオペレーションは「グローバル・オペレーション」として定義される。重要な点として、ローカル・オペレーションまたはそれよりも更に拡張的な範囲のオペレーション（例えば、グローバル・オペレーション）がオペレーションのサービスのために使用されるかどうかに関係なく、キャッシュ・コヒーレンシは、ＳＭＰデータ処理システムにおけるすべてのコヒーレンシ・ドメインにわたって維持される。ローカル・オペレーションおよびグローバル・オペレーションの例は、米国特許出願番号１１／０５５,６９７号の明細書に詳細に説明されている。
好適な実施例では、オペレーションの範囲は、一実施例では、１ビット・フラッグから構成し得るローカル／グローバル範囲標識（信号）により、バス・オペレーションにおいて表される。処理ユニット１０４における相互接続ロジック２１２は、ローカル相互接続網１１４を介して受取られたオペレーションを、そのオペレーションにおけるローカル／グローバル範囲標識（信号）の設定に基づいて、システム相互接続網１１０上に転送すべきかどうかを決定することが望ましい。
V．ドメイン標識
不要なローカル・オペレーションの発行を制限することによって、操作待ち時間を減少させ且つローカル相互接続網上の追加の帯域幅を浪費しないようにするために、本発明は、関連するメモリ・ブロックのコピーがローカル・コヒーレンシ・ドメインの外でキャッシュされるかどうかを表す、メモリ・ブロックごとのドメイン標識を実装することが望ましい。図６は、本発明に従ったドメイン標識の第１実装例を示す。図６に示されるように、ダイナミック・ランダム・アクセス・メモリ（ＤＲＡＭ）において実装されるシステム・メモリ１０８は、複数のメモリ・ブロック５００をストアする。システム・メモリ１０８は、各メモリ・ブロック５００と関連して、そのメモリ・ブロック５００における可能なエラーを訂正するために利用されるエラー訂正コード（ＥＣＣ）５０２およびドメイン標識５０４をストアする。本発明の或る実施例では、ドメイン標識５０４は、特定のコヒーレンシ・ドメインを識別し（即ち、コヒーレンシ・ドメインまたはノードＩＤを指定し）得るが、以後の説明では、ドメイン標識５０４は、１ビットの標識であるものと仮定し、そして関連するメモリ・ブロック５００がＬＰＣとして作用するメモリ・コントローラ２０６と同じコヒーレンシ・ドメイン内にのみキャッシュされる場合は、（例えば、「ローカル」を表すために「１」に）セットされるものと仮定する。さもなければ、ドメイン標識５０４は（例えば、「グローバル」を表すために「０」に）リセットされる。「ローカル」を表すようにドメイン標識５０４を設定することは、「グローバル」を誤って設定しても如何なるコヒーレンシ・エラーも生じさせないが、オペレーションの不要なグローバル・ブロードキャストを生じさせ得るという点で、不正確に実装され得る。
オペレーションに応答してメモリ・ブロックを配信するメモリ・コントローラ２０６は、要求されたブロックと共に関連するドメイン標識５０４を伝送することが望ましい。
VI．例示的コヒーレンシ・プロトコル
好適な実施例では、Ｌ２キャッシュ２３０およびＬ３キャッシュ２３２は、周知のＭＥＳＩプロトコルの変形を使用する。コヒーレンシ状態の集合体は、
（１）キャッシュがメモリ・ブロックに対するＨＰＣであるかどうかの表示、
を提供することに加えて、次のような３つの属性を表示する。
（２）キャッシュされたコピーが、そのメモリ階層レベルにおけるキャッシュ間でユニークである（即ち、唯一のキャッシュされたコピーである）かどうかの表示、
（３）キャッシュが、メモリ・ブロックのコピーを要求のマスタに提供し得るかどうか、およびいつそれを提供し得るかの表示、
（４）メモリ・ブロックのキャッシュされたイメージが、ＬＰＣにおける対応するブロックと整合しているかどうかの表示。
これらの４つの属性は、下記の表２において要約されるコヒーレンシ・プロトコル状態において表される。
Figure 0005116418
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図１を参照して説明したデータ処理システム１００の実施例において、ドメイン標識は、関連するメモリ・ブロックと共にＬ２／Ｌ３キャッシュ２３０、２３２によって受取られ、任意選択的に、そのメモリ・ブロックと共にデータ・アレイ３１０、３６０にストアされ得る。この構成は、ドメイン標識のための単純化されたデータ・フローを許容するが、第１のＬ２キャッシュ２３０が、要求されたメモリ・ブロックを供給することによって異なるコヒーレンシ・ドメインにある第２のＬ２キャッシュ２３０のＲＷＩＴＭオペレーションに応答するとき、如何なる「グローバル」標識も、ローカル・コヒーレンシ・ドメインにおいてキャッシュされていない。従って、メモリ・ブロックがローカルにのみキャッシュされていることが知られているかどうかを決定するために、ＬＰＣをアクセスしなければならない。その結果、もし、メモリ・ブロックに対するＨＰＣが、リモート・コヒーレンシ・ドメインにおける要求元からバスＲＷＩＴＭオペレーション（または、他のストレージ修正オペレーション）を受取るならば、システムは、要求されたメモリ・ブロックのキャッシュ・キャストアウトおよびバスＲＷＩＴＭオペレーションの再試行を含む再試行−プッシュ（retry-push）でもって応答する。明らかなように、再試行−プッシュ・オペレーションと関連する待ち時間および帯域幅利用を排除することが望ましい。
ドメイン標識に対するアクセス待ち時間を少なくするために、Ig（Invalid Global : 無効グローバル）、Sg（Shared Global：共用グローバル）および Slg（Shared Local Global : 共用ローカル・グローバル）コヒーレンシ状態が提供される。Ig状態は、本明細書では、次の３つの状態を表すキャッシュ・コヒーレンシ状態として定義される。
（１）キャッシュ・アレイにおける関連するメモリ・ブロックが無効である、
（２）キャッシュ・ディレクトリにおけるアドレス・タグが有効である、
（３）アドレス・タグにより識別されたメモリ・ブロックの修正コピーが、リモート・コヒーレンシ・ドメインにおけるキャッシュに対して配信された。
Sg状態は、本明細書では、次の４つの状態を表すキャッシュ・コヒーレンシ状態として定義される。
（１）キャッシュ・アレイにおける関連するメモリ・ブロックが有効である、
（２）キャッシュ・ディレクトリにおけるアドレス・タグが有効である、
（３）アドレス・タグにより識別されたメモリ・ブロックの修正コピーが、リモート・コヒーレンシ・ドメインにおけるキャッシュに対して配信された。
（４）メモリ・ブロックのコピーが他のキャッシュに保持されていたし、依然として当該他のキャッシュに保持されていることも可能である。
Slg状態は、本明細書では、次の５つの状態を表すキャッシュ・コヒーレンシ状態として同様に定義される。
（１）キャッシュ・アレイにおける関連するメモリ・ブロックが有効である、
（２）キャッシュ・ディレクトリにおけるアドレス・タグが有効である、
（３）アドレス・タグにより識別されたメモリ・ブロックの修正コピーが、リモート・コヒーレンシ・ドメインにおけるキャッシュに対して配信された。
（４）メモリ・ブロックのコピーが他のキャッシュに保持されていたし、依然として当該他のキャッシュに保持されていることも可能である。
（５）キャッシュは、キャッシュ間のデータ介入によって、メモリ・ブロックのコピーをそのコヒーレンシ・ドメインにおけるマスタに対して配信する権限を有する。
所与のメモリ・ブロックに対する Ig、Sg、および Slg を、そのメモリ・ブロックに対するＬＰＣを含むコヒーレンシ・ドメイン内においてのみ、形成することが望ましいことがある。このような実施例では、或る機構（例えば、ＬＰＣによる部分的応答、およびその後の結合応答）は、要求されたメモリ・ブロックを配信するキャッシュに対し、ＬＰＣがそのローカル・コヒーレンシ・ドメイン内にあるということを表示するように実装されなければならない。ＬＰＣがローカルであるという表示の通信を支援しない他の実施例では、メモリ・ブロックがリモート・コヒーレンシ・ドメインに対して配信されるときに、Ig、Sg、およびSlg 状態が形成され、従って、Ig、Sg、および Slg が不正確に形成されることがある。
幾つかのルールがIg、Sg、および Slg（「Ｘg」と総称）キャッシュ・エントリの選択および置換を管理する。第１に、キャッシュが Ｘg エントリを置換のためのビクティムとして選択すれば、Ｘgエントリのキャストアウトが（I または S エントリが選択されるときの場合とは異なって）行われる。第２に、Ｘg 状態のキャストアウトは、ローカル・オペレーションとして行われることが望ましく、或いは、グローバル・オペレーションとして行われるのであれば、キャストアウト・アドレスのリモートＬＰＧによって無視される。もし、Ｘgエントリが、メモリ・ブロックに対するＬＰＣと同じコヒーレンシ・ドメイン内にないキャッシュにおいて形成することを許容されるならば、ＬＰＣにおけるドメイン標識に対する更新は必要ない。第４に、Ｘg状態のキャストアウトは、ドメイン標識が（そのキャストアウト行うキャッシュにとってはローカルである場合）ＬＰＣに書き戻されるという、データレス・アドレス・オンリ・オペレーションとして行われることが望ましい。
Ｘg状態を含むキャッシュ・ディレクトリ・エントリは潜在的に有用な情報を保有しているので、少なくとも幾つかの実装では、例えば、置換のためのビクティム・キャッシュ・エントリを選択するようにＬＲＵフィールド３１８、３６８を評価するために利用される最低使用頻度（ＬＲＵ）アルゴリズムを修正することによって、同じベース状態（例えば、ＳまたはＩ）を有する他のエントリよりもＸg状態にあるエントリを優先的に維持することが望ましい。Ｘg ディレクトリ・エントリはキャッシュ内に維持されるので、そのようなエントリは、時間とともに「失効」することがあり得る。というのは、排他的アクセス要求の結果としてＸg 状態の形成を生じさせたキャッシュが、メモリ・ブロックのアドレス・タグをＸg状態で保持するキャッシュに通知することなく、そのメモリ・ブロックのコピーを割当て解除しまたは書き戻し得るからである。そのようなケースでは、ローカル・オペレーションの代わりにグローバル・オペレーションが発行されなければならないということを間違って表す「失効」したＸg状態は、如何なるコヒーレンシ・エラーも生じさせないであろうが、そうでない場合にローカル・オペレーションを利用してサービスされ得る幾つかのオペレーションをグローバル・オペレーションとして発行させるだけであろう。そのような非効率の発生は、「失効」のサブｇキャッシュ・エントリの最終的な置換によって期間を制限されるであろう。
Ｘgコヒーレンシ状態の実装は、（Ig のケースのように）コヒーレンシ・ドメインにおいてキャッシュされているメモリ・ブロックの有効コピーがないときでも、コヒーレンシ・ドメインにおけるメモリ・ブロックに対するキャッシュされたドメイン標識を維持することによって通信効率を改良する。その結果、メモリ・ブロックに対するＨＰＣは、リモート・コヒーレンシ・ドメインからの排他的アクセス要求（例えば、バスＲＷＩＴＭオペレーションまたはバスＤＣlaimオペレーション）を再試行することなくおよびＬＰＣへの要求されたメモリ・ブロックのプッシュを行うことなく、そのような要求をサービスすることができる。
VII．例示的Ｌ２／Ｌ３コヒーレンシ状態遷移
次に図７を参照すると、本発明の好適な実施例に従ったＬ３キャッシュへのキャストインを行う例示的な方法の高レベルの論理的流れ図が示される。図７に示されたプロセスは、Ｌ３キャッシュ・コントローラ３８０によるオペレーションを含む。プロセスはブロック６００で開始し、次に、ブロック６０２に進み、そこで、Ｌ３キャッシュ２３２（例えば、Ｌ３キャッシュ２３２ａ）のＬ３キャッシュ・コントローラ３８０は、ソースのＬ２キャッシュ２３０からキャッシュ・ラインが排出される結果として、それが接続されているＬ２キャッシュ２３０の１つ（例えば、Ｌ２キャッシュ２３０ａ）からキャストアウト要求を受取る。キャストアウト要求は、ターゲット・アドレス、キャストイン・キャッシュ・ライン、およびキャストイン・キャッシュ・ラインのキャッシュ・ディレクトリ状態を含む。Ｌ３キャッシュ・コントローラ３８０は、キャストイン・キャッシュ・ラインがそのデータ・アレイ３６０に保存されるかどうかを決定し、そうであれば、状態フィールド３６６におけるそのキャッシュ・ラインに対する適切なコヒーレンシ状態を決定するための置換ポリシでもってプログラムされる。
次に、ブロック６０４において、キャッシュ・コントローラ３８０は、ターゲット・アドレスに対するディレクトリ・エントリが既に存在するかどうかを決定するために、Ｌ３キャッシュ・ディレクトリ３６２のタグ・フィールド３６４を読取る。もし、そのターゲット・アドレスがタグ・フィールド３６４において見つからなければ、プロセスはブロック６０５に進み、そこで、キャッシュ・コントローラ３８０は、システム・メモリにキャストアウトされ得る置換のためのビクティム・キャッシュ・ラインを、そのビクティム・キャッシュのコヒーレンシ状態（例えば、Ｘg、Ｍ、Ｔ、またはＴn）に従って、選択する。次に、プロセスはブロック６０６に進み、そこで、キャッシュ・コントローラ３８０は、ソースのＬ２キャッシュ２３０から受取ったキャストイン・キャッシュ・ラインをＬ３データ・アレイ３６０にストアし、キャッシュ・ディレクトリ３６２内に対応するキャッシュ・ディレクトリ・エントリを作成する。キャッシュ・コントローラ３８０は、キャストアウト要求において指定された状態に従って、ディレクトリ・エントリのコヒーレンシ状態フィールド３６６をセットする。しかる後、プロセスはブロック６０８において終了する。
ブロック６０４に説明を戻す。もし、キャッシュ・コントローラ３８０が、キャストイン・キャッシュ・ラインのターゲット・アドレスに対するディレクトリ・エントリが既にＬ３キャッシュ・ディレクトリ３６２内に存在するということを決定すれば、プロセスはブロック６１０に進み、そこで、キャッシュ・コントローラ３８０は、表３および図８を参照して後述するように、キャストイン・ポリシに従ってキャストアウト要求を参照することにより、データ・アレイ３６０およびキャッシュ・ディレクトリ３６２を更新する。本発明の好適な実施例において実装されるように、キャストインは、次の２つの事項を指定する。即ち、
（１）キャストイン・キャッシュ・ラインがＬ３データ・アレイ３６０内にストアされるのか或いは廃棄されるのか、
（２）キャッシュ・ディレクトリ３６６における対応するエントリのコヒーレンシ状態。
好適な実施例では、キャッシュ・ディレクトリ３６２においてエントリを既に有しているキャッシュ・ラインに対してキャストインを行うとき、Ｌ３キャッシュ２３２によって実装されるキャストイン・ポリシが下記の表３に要約される。表３は、Ｌ３キャッシュ・ディレクトリ３６２におけるキャッシュ・ラインの前の状態とキャストアウト要求において指定されたコヒーレンシ状態との関数として、状態フィールド３６６におけるその結果のコヒーレンシ状態を識別する。
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このキャストイン・ポリシは、更に、Ｌ３データ・アレイ３６０内にストアされたメモリ・ブロックが維持されるべきかまたはソースのＬ２キャッシュ２３０から受けたキャストイン・キャッシュ・ラインによって上書きされるべきかを管理する。キャッシュ・ライン・データを上書きすべきかどうかの決定は、表３では下線付きの結果のコヒーレンシ状態によって示される。もし、結果のコヒーレンシ状態の遷移が下線付きであれば、キャストイン・キャッシュ・ラインは、前のキャッシュ・ライン・データに代わって、Ｌ３キャッシュ・アレイ３６０にストアされる。もし、その結果のコヒーレンシ状態の遷移が下線付きでなければ、キャッシュ・アレイ３６０内のキャッシュ・ラインは維持され、状態フィールド３６６におけるコヒーレンシ状態が、表３において識別されるその結果のコヒーレンシ状態に更新される。
表３のＳg またはＳlg 行を詳細に参照すると、Ｌ３キャッシュ・ディレクトリ３６２におけるキャッシュ・ラインの現在の状態がＩn、Ｉg、またはＩコヒーレンシ状態のいずれかであり、キャストイン・コヒーレンシ状態がＳgまたはＳlg である場合、そのキャストイン・コヒーレンシ状態は、状態フィールド３６６を更新するために利用される。更に、表３における下線付きのエントリによって表されるように、キャッシュ・ラインはキャッシュ・アレイ３６０内でキャストイン・データと置換される。もし、Ｌ３キャッシュ・ディレクトリ３６２におけるキャッシュ・ラインの現在の状態がＳgであり、キャストイン・コヒーレンシ状態がＳlg であれば、キャストイン・コヒーレンシ状態は、Ｓlg における「l」が意味するように、キャッシュ間のデータ介入によりデータを配信するための機能が維持されるように、状態フィールド３６６を更新するために利用される。しかし、Ｌ３キャッシュ・ディレクトリ３６２におけるキャッシュ・ラインの現在の状態がＳg状態であり、キャストイン・コヒーレンシ状態がＳg であれば、Ｌ３キャッシュ２３２に対するコヒーレンシまたはデータ更新は行われない。同様に、Ｌ３キャッシュ・ディレクトリ３６２における現在の状態がＳlgであり、キャストイン状態がＳg またはＳlg であれば、Ｌ３キャッシュ２３２に対するコヒーレンシ更新またはデータ更新は行われない。もし、Ｌ３キャッシュ・ディレクトリ３６２におけるキャッシュ・ラインの現在の状態がＳまたはＳlgであり、キャストイン・コヒーレンシ状態がＳg またはＳlg であれば、キャッシュ・コントローラ３８０は、ドメイン標識５０４が更新されるべきであるというキャッシュ表示を維持するために、状態フィールド３６６をＳからＳgに、またはＳl からＳlg に更新する。キャッシュ・コントローラ３８０は、キャストインＳlg コヒーレンシ状態を受取ったことに応答して、Ｓ状態からＳlg 状態への同様のコヒーレンシ状態の更新を行う。更に表３に示されるように、Ｌ２およびＬ３キャッシュの両者は、キャッシュ・ラインをＳlx状態で含むことができず、それは、エラーが生じたことをＳl-Ｓlg ケースが表すということを意味する。もし、Ｌ３の現在の状態が、Ｔx およびＭx 列に示されるように、ＴxまたはＭx であれば、この情報は、Ｌ２からのキャストイン時にはいつもＬ３キャッシュ内に維持される。
次に表３のＳg およびＳlg 列を参照すると、Ｔx コヒーレンシ状態のキャストインのケースでは、キャッシュ・コントローラ３８０は、データ・アレイ３６０へのデータ更新およびＳgまたはＳlg からＴx へのコヒーレンシ状態の更新の両方を行う。キャッシュ・ディレクトリ３６２内に記録された前のコヒーレンシ状態がＳlg である別のケースでは、キャストインを受けたことに応答して、データ更新またはコヒーレンシ状態の更新は行われない。キャッシュ・ディレクトリ３６２においてＳgとマークされたキャッシュ・ラインに対して、キャッシュ・コントローラ３８０は、Ｓl またはＳlg コヒーレンシ状態におけるキャストイン・キャッシュ・ラインに応答して、ＳgからＳlg へのコヒーレンシ状態の更新を行うが、Ｉn、Ｉg、Ｓg、またはＳコヒーレンシ状態におけるキャストイン・キャッシュ・ラインに対するデータの更新またはコヒーレンシ状態の更新を行わない。
次に図８を参照すると、本発明の好適な実施例に従ったキャストアウト要求を受けたことに応答して、Ｌ３キャッシュにおいてキャストイン・ポリシを実装する例示的方法の高レベルの論理的流れ図が示される。プロセスは、例えば、図７のブロック６０４における肯定的な決定に応答して、ブロック７００において開始し、しかる後、ブロック７０４に進み、そこで、Ｌ３キャッシュ・コントローラ３８０は、ビクティム・キャッシュ・ラインの指定されたコヒーレンシ状態を決定するために、キャストアウト要求を調べる。更に、ブロック７０６において、Ｌ３キャッシュ・コントローラ３８０は、キャストイン・キャッシュ・ラインに対する存在するコヒーレンシ状態を決定するために、キャッシュ・ディレクトリ３６２における関連するエントリの状態フィールド３６６を読取る。次に、プロセスはブロック７０８に進み、そこで、Ｌ３キャッシュ・コントローラ３８０は、表３に要約されたキャストイン・ポリシに従って、Ｌ３キャッシュ・ディレクトリ３６２における適切な結果のコヒーレンシ状態を決定する。この決定は、例えば、Ｌ３キャッシュ２３２内の不揮発性メモリにおける状態テーブルを参照することによって行うことが可能である。別の実施例では、Ｌ３キャッシュ・コントローラ３８０は、ソフトウェアの実行を通してまたは集積回路により行われる計算を通して、ブロック７０８に示された決定を行うことが可能である。
次に、プロセスはブロック７１０に進み、そこで、キャッシュ・コントローラ３８０は、ブロック７０８で決定された結果のコヒーレンシ状態に基づいて、ビクティム・キャッシュ・ラインに対する既存のコヒーレンシ状態が更新されるかどうかを決定する。もし、現在の状態が更新されるべきものであれば、プロセスはブロック７１２に進み、そこで、キャッシュ・コントローラ３８０は、ブロック７０８で決定された結果のコヒーレンシ状態でもって、キャッシュディレクトリ３６２におけるコヒーレンシ状態を上書きする。プロセスは、ブロック７１２から、またはコヒーレンシ状態に対する更新が行われるべきでない場合にはブロック７１０から、判断ブロック７１４に進み、そこで、キャッシュ・コントローラ３８０は、Ｌ２キャッシュ２３０から受取ったキャストイン・キャッシュ・ラインがＬ３データ・アレイ３６０にストアされるべきであるということをキャストイン・ポリシが表すかどうかを決定する。そうであれば、プロセスはブロック７１６に進み、そこで、キャッシュ・コントローラ３８０は、キャストイン・キャッシュ・ラインをＬ３データ・アレイ３６０にストアすることによって、キャストイン・ターゲット・アドレスに対する前にストアされたキャッシュ・ラインを上書きする。ブロック７１６に続いて、またはデータ更新が行われるべきでない場合にはブロック７１４に続いて、プロセスはブロック７１８において終了する。
表３並びに図７および図８を参照して説明したように、本発明に従ったＳg およびＳlg コヒーレンシ状態の実装は、Ｌ３キャストイン・オペレーションが行われる態様に影響を与えることに加えて、Ｌ２キャッシュによってＬ２コヒーレンシ状態で保持されたキャッシュ・ラインに関してヒットするＣＰＵ読取り要求またはＣＰＵ更新要求の受け取りに応答して、Ｌ２キャッシュ２３０のような上位レベルのキャッシュによって行われるオペレーションを単純化する。そのような動作シナリオ（図１０に示される）に応じた、Ｌ２キャッシュ２３０における処理の例示的方法の理解を容易にするために、先ず、図９を参照して、Ｌ２キャッシュにおける従来の処理方法を説明することにする。
図９を参照すると、Ｉg コヒーレンシ状態でＬ２キャッシュに保持されたキャッシュ・ラインにおいてヒットするＣＰＵ読取り要求を受取ったことに応答して、従来のＬ２キャッシュにより行われるオペレーションを表すタイミング図が示される。図示のように、プロセスは、従来のＬ２キャッシュがその関連するプロセッサ・コアからＣＰＵ読取り要求を受取るときに開始する。ＣＰＵ読取り要求を受取ったことに応答して、Ｌ２キャッシュは、参照番号８０２で示されるように、その要求をサービスするようにＲＣマシンを割り当て、参照番号８０４で示されるように、それのキャッシュ・ディレクトリのディレクトリ読取りを開始する。
キャッシュ・ディレクトリに記録されたコヒーレンシ状態がＩg であるという決定に応答して、従来のＬ２キャッシュは、コヒーレンシ状態が維持されるようにシステム・メモリにおけるドメイン標識を「グローバル」状態に更新するために、参照番号８０６で示されるようにＣＯマシンを割り当てる。ＲＣおよびＣＯマシンのオペレーションの完了は非同期的であり、それは、これらのオペレーションが任意の順序で完了し得ることを意味する。もし、ＲＣマシンが時間ｔ０にそのオペレーションを完了し、ＣＯマシンが時間ｔ１にそのオペレーションを完了すれば、コヒーレンシ解決ウィンドウ８１０が形成される。時間ｔ０までに、ＲＣマシンは、新たに獲得されたキャッシュ・ラインの状態を反映するようにディレクトリを（例えば、「共用」に）更新しているが、ＣＯマシンは、時間ｔ１までキャストアウトに関して依然としてアクティブに作業を行っている。
通常、相互接続網を介してスヌープされたオペレーションに対する部分的応答を決定するとき、Ｌ２キャッシュにおいてアクティブなマシンにより反映されたコヒーレンシ状態だけが考察される。しかし、ＣＯマシンにより処理中のものと同じキャッシュ・ラインをターゲットとするコヒーレンシ解決ウィンドウ期間中にスヌープされたオペレーションにとって、このポリシは不十分である。そのため、ディレクトリ状態およびアクティブなキャッシュアウト・マシンによって反映されたコヒーレンシ状態の両方とも、そのスヌープされたオペレーションに与えられるべき部分的応答を決定する場合に考慮されなければならない。そのように行うことができないと、要求元のＬ２キャッシュにおいて不正確なコヒーレンシ状態が形成され得ることになり、ひいてはコヒーレンシの喪失につながることにある。従って、コヒーレンシ解決ウィンドウ８００の期間中にＣＯマシンによる処理中のものと同じキャッシュ・ラインに対するスヌープを処理するために、特別のコヒーレンシ解決ロジックがＬ２キャッシュ内に実装されなければならない。
Ｌ２キャッシュの設計、特に、図９に示された動作シナリオの下でのそのコヒーレンシ処理は、本発明に従ったＳl およびＳlg コヒーレンシ状態の実装によって簡易化される。次に、図１０を参照すると、本発明に従ったＬ２キャッシュ２３０のような上位レベルのキャッシュにおけるコヒーレンシ処理の例示的方法の高レベルの論理的フローチャートが示される。図示のように、プロセスはブロック９００で開始し、しかる後、ブロック９０２に進み、そこで、Ｌ２キャッシュ２３０は、その関連するプロセッサ・コア２００からのＣＰＵ読取り要求またはＣＰＵ更新要求を受け取る。一般に要求のタイプを識別するトランザクション・タイプ（ＴＴＹＰＥ）およびターゲット・アドレスを含む、ＣＰＵ要求を受取ったことに応答して、ブロック９０４において、Ｌ２キャッシュ２３０のＬ２キャッシュ・コントローラ３３０は、ターゲット・アドレスに関してそのコヒーレンシ状態を決定するためにターゲット・アドレスを利用してそのキャッシュ・ディレクトリ３１２をアクセスし、ＣＰＵ要求をサービスするためにＲＣマシン３３２をディスパッチする。ブロック９０６に示されるように、コヒーレンシ状態がＩgであることをキャッシュ・コントローラ３３０が決定すれば、キャッシュ・コントローラ３３０は、ブロック９２０およびそれに続くブロックに示されるようにＣＰＵ要求をサービスする。もし、コヒーレンシ状態がＩgとは異なるものであれば、キャッシュ・コントローラ３３０は、ブロック９１０に示された他の処理を利用してＣＰＵ要求をサービスする。
次にブロック９２０を参照すると、ディスパッチされたＲＣマシン３３２は、ＣＰＵ要求のターゲット・メモリ・ブロックに対するコヒーレンシ状態がＬ２キャッシュ・ディレクトリ３１２においてＩg であるという決定に応答して、ＴＴＹＰＥがＣＰＵ更新要求を表すかどうかを決定し、そうであれば、ブロック９２２において、ターゲット・メモリ・ブロックの排他的コピーを得るためにすべてのローカル相互接続網１１４およびグローバル相互接続網１１０上にグローバル範囲のバスＲＷＩＴＭオペレーションを発行する。ＲＣマシン３３２は、メモリ・ブロックの更新されたコピーがリモート・コヒーレンシ・ドメイン内にあるという、Ｉgコヒーレンシ状態により供給された不正確な表示に基づいて、グローバル・オペレーション範囲を選択する。ＲＣマシン３３２は、ターゲット・メモリ・ブロックのコピーを受取ると、ブロック９２４に示されるように、そのターゲット・メモリ・ブロックをデータ・アレイ３１０内に配置し、Ｌ２キャッシュ・ディレクトリ３１２における対応するエントリのコヒーレンシ状態をＩgからＭに更新する。しかる後、ＲＣマシン３３２は割当て解除され、プロセスはブロック９４０において終了する。
ブロック９２０を再び参照する。もし、ＲＣマシン３３２が、ＣＰＵ要求のＴＴＹＰＥから、それがＣＰＵ読取り要求であるということを決定すれば、プロセスはブロック９３０に進み、そこで、ＲＣマシン３３２は、ターゲット・メモリ・ブロックのコピーを得るためにグローバル範囲のバスＲＥＡＤオペレーションを発行する。ＲＣマシン３３２は、再び、そのメモリ・ブロックの更新されたコピーがリモート・コヒーレンシ・ドメインにあるというＩg コヒーレンシ状態によって提供される不正確な表示に基づいて、グローバル・オペレーション範囲を選択する。要求されたメモリ・ブロックを受取ったことに応答して、ＲＣマシン３３２は、ブロック９３２に示されるように、データ・アレイ３１０にそのメモリ・ブロックを配置し、キャッシュ・ディレクトリ３１２における対応するエントリの状態フィールド３１６をＩg状態からＳlg またはＭe 状態の一方に更新する。特に、ＲＣマシン３３２は、メモリ・ブロックがメモリ・コントローラ２０６によって配信され且つ他のキャッシュがメモリ・ブロックのコピーを保持していない場合には、コヒーレンシ状態をＭeに更新し、そうでない場合には、コヒーレンシ状態をＳlg に更新する。しかる後、ＲＣマシン３３２は割当て解除され、プロセスはブロック９４０において終了する。
明らかに、本発明に従ったＳg およびＳlg コヒーレンシ状態の実装は、少なくとも次の２つの点でコヒーレンシ処理を簡単にする。第１に、Ｉg 状態によって表されたドメイン標識のグローバル状態のキャッシュされた表示は、ＳgまたはＳlg コヒーレンシ状態のいずれかによってキャッシュ・ディレクトリにおいて維持されることが可能であるので、ＣＰＵ読取り要求に対するＩgヒットの場合に、Ｉg コヒーレンシ状態をキャストアウトするためにどのＣＯマシン３３６も割り当てられない。従って、Ｌ２キャッシュ・コントローラ３３０内の有限なリソースの利用率が減少する。第２に、そのようなケースにおいてキャストアウトを行うためにどのＣＯマシン３３６も割り当てられないので、コヒーレンシ解決ウィンドウ８００は形成されず、そのため、応答ロジック２１０は、スヌープされた要求に対する部分的応答の基礎となる適切なコヒーレンシ状態をキャッシュ・ディレクトリ３１２から直接的に決定することができる。その結果、応答ロジック２１０に実装されるロジックが単純化される。
前述のように、本発明は、特定のメモリ・ブロックが複数のキャッシュに保持され得ることおよびそのメモリ・ブロックのコピーがキャッシュのローカル・コヒーレンシ・ドメインの外にあるという表示を行うために、Ｓg またはＳlg のようなコヒーレンシ状態が利用される、データ処理のための改良された方法、装置、およびシステムを提供する。１つまたは複数のそのようなコヒーレンシ状態の実装は、共用の低レベル（例えば、Ｌ３）のキャッシュが、メモリ・ブロックのＩgコピーにおけるキャストアウト・ヒットの場合にそのメモリ・ブロックのコピーを維持することを許容するという点で有利である。更に、１つまたは複数のそのようなコヒーレンシ状態の実装は、上位レベル（例えば、Ｌ２）のキャッシュの設計を簡素化し、コヒーレンシ処理を効率的にする。
好適な実施例を参照して本発明を詳細に開示および説明したが、本発明の真意および範囲から逸脱することなく、形態および細部における種々の変更を行い得ることは当業者には明らかであろう。
本発明に従ったキャッシュ・コヒーレントな対称マルチプロセッサ（ＳＭＰ）データ処理システムの実施例の高レベル・ブロック図である。 本発明の好適な実施例に従った例示的な処理ユニットのブロック図である。 本発明の好適な実施例に従ったプロセッサ・コアおよびＬ２キャッシュの実施例の更に詳細なブロック図である。 本発明の好適な実施例に従ったＬ３キャッシュの実施例の更に詳細なブロック図である。 本発明の好適な実施例に従ったデータ処理システムのローカルまたはシステム相互接続網における例示的なオペレーションの時空間表示図である。 本発明の好適な実施例に従ったドメイン標識を含むシステム・メモリを示す概略図である。 本発明の好適な実施例に従ったＬ３キャッシュ・メモリへのキャストインを行う例示的な方法の高レベルの論理的流れ図である。 本発明の好適な実施例に従ったキャストインに応答してＬ３キャッシュ・メモリにおいてコヒーレンシ状態遷移方法を実装する例示的な方法の高レベルの論理的流れ図である。 スヌープされた読取りタイプ・オペレーションに対する適切なコヒーレンシ応答を決定するためにキャッシュ・ディレクトリを調べなければならないコヒーレンシ解決ウィンドウを、Ｉg コヒーレンシ状態におけるキャストアウト・ヒットが作成する従来オペレーション・フローを示すタイミング図である。 本発明の好適な実施例に従ったＬ２キャッシュ・メモリによって実装されるコヒーレンシ状態遷移方法の例示的方法の高レベルの論理的流れ図である。

Claims (8)

  1. 少なくとも第１コヒーレンシ・ドメインおよび第２コヒーレンシ・ドメインを含み、該第１コヒーレンシ・ドメインが少なくとも１つの処理ユニット、システム・メモリ、およびキャッシュ・メモリを含む、マルチプロセッサ・データ処理システムにおいて、データを処理する方法であって、
    前記キャッシュ・メモリのデータ・アレイにおいてキャッシュ・ラインをバッファするステップと、
    前記キャッシュ・ラインが前記データ・アレイにおいて有効であること、前記キャッシュ・ラインが前記キャッシュ・メモリに非排他的に且つ前記システム・メモリにおける対応するメモリ・ブロックに関し修正されずに保持されること、前記第２コヒーレンシ・ドメインにおける別のキャッシュが前記キャッシュ・ラインのコピーを保持し得ること、そして前記第２コヒーレンシ・ドメインを含まない前記キャッシュ・ラインについての第１コヒーレンシ通信範囲を表す第１状態および前記第２コヒーレンシ・ドメインを含む前記キャッシュ・ラインについての第２コヒーレンシ通信範囲を表す第２状態を有する、前記第１コヒーレンシ・ドメインにおける前記ドメイン標識が前記第２状態に更新されなければならないこと、を表すために前記キャッシュ・メモリのキャッシュ・ディレクトリにおける状態フィールドをコヒーレンシ状態にセットするステップと、
    を有する、方法。
  2. 前記キャッシュ・メモリは、下位レベルのキャッシュ・メモリであり、
    前記データ処理システムは前記下位レベルのキャッシュ・メモリに接続された複数の上位レベルのキャッシュ・メモリを含み、
    前記コヒーレンシ状態は第１コヒーレンシ状態であり、
    前記セットするステップは、前記複数の上位レベルのキャッシュ・メモリの１つから前記データ・アレイへの前記キャッシュ・ラインのキャストインに応答して、前記キャッシュ・ラインが無効であることを表す第２コヒーレンシ状態から前記第１コヒーレンシ状態に前記状態フィールドを更新するステップを有する、
    請求項１に記載の方法。
  3. 前記キャッシュ・メモリは前記データ処理システムの相互接続網に接続され、
    前記コヒーレンシ状態は第１コヒーレンシ状態であり、
    前記キャッシュ・メモリは、前記相互接続網上に前記キャッシュ・ラインについての要求を発行するステップを更に有し、
    前記セットするステップは、前記要求に対する応答として前記キャッシュ・ラインを受取ったことに応答して、前記キャッシュ・ラインが無効であること、および前記第２コヒーレンシ・ドメインにおける別のキャッシュが前記キャッシュ・ラインのコピーを保持していること、を表す第２コヒーレンシ状態から、前記第１コヒーレンシ状態に前記状態フィールドを更新するステップを有する、
    請求項１に記載の方法。
  4. 前記キャッシュ・ラインを前記データ・アレイから排出するために選択するステップと、
    前記キャッシュ・ラインを前記データ・アレイから排出するために選択したことに応答して、前記第２コヒーレンシ・ドメインにおける別のキャッシュが前記キャッシュ・ラインのコピーを保持しているという表示のデータレス・キャストアウトを、前記キャッシュ・メモリが行うステップと、
    を更に有する、請求項１に記載の方法。
  5. 前記第２コヒーレンシ・ドメインにおける別のキャッシュが前記キャッシュ・ラインのコピーを保持しているという前記表示を受取ったことに応答して、前記システム・メモリのメモリ・コントローラが、前記キャッシュ・ラインについての前記ドメイン標識を更新するステップを更に含む、請求項４に記載の方法。
  6. 前記コヒーレンシ状態は、更に、前記キャッシュ・メモリが、キャッシュ間のデータ介入によって前記キャッシュ・ラインのコピーを配信するための前記第１コヒーレンシ・ドメインにおける権限を有するということを表す、請求項１に記載の方法。
  7. 少なくとも第１コヒーレンシ・ドメインおよび第２コヒーレンシ・ドメインを含むマルチプロセッサ・データ処理システムのための処理ユニットであって、該第１コヒーレンシ・ドメインはシステム・メモリおよび該処理ユニットを含み、
    プロセッサ・コアと、
    前記プロセッサ・コアに接続されたキャッシュ・メモリとを備え、
    前記キャッシュ・メモリは、
    キャッシュ・ラインを保持するデータ・アレイと、
    前記キャッシュ・ラインと関連付けられ且つ状態フィールドを含むエントリを保持するキャッシュ・ディレクトリと、
    キャッシュ・コントローラとを有し、
    前記キャッシュ・コントローラは、
    前記キャッシュ・ラインが前記データ・アレイにおいて有効であること、前記キャッシュ・ラインが前記キャッシュ・メモリに非排他的に且つ前記システム・メモリにおける対応するメモリ・ブロックに関し修正されずに保持されること、前記第２コヒーレンシ・ドメインにおける別のキャッシュが前記キャッシュ・ラインのコピーを保持し得ること、そして前記第２コヒーレンシ・ドメインを含まない前記キャッシュ・ラインについての第１コヒーレンシ通信範囲を表す第１状態および前記第２コヒーレンシ・ドメインを含む前記キャッシュ・ラインについての第２コヒーレンシ通信範囲を表す第２状態を有する、前記第１コヒーレンシ・ドメインにおける前記ドメイン標識が前記第２状態に更新されなければならないこと、を表すために前記状態フィールドをコヒーレンシ状態にセットする、
    処理ユニット。
  8. 相互に接続されたキャッシュ・コヒーレントな第１コヒーレンシ・ドメインおよび第２コヒーレンシ・ドメインを少なくとも備え、該第１コヒーレンシ・ドメインは第１処理ユニットおよびドメイン標識を含み、該第２コヒーレンシ・ドメインは第２処理ユニットを含み、システム・メモリが前記第１コヒーレンシ・ドメインおよび前記第２コヒーレンシ・ドメインの少なくとも１つに配置されている、データ処理システムであって、
    前記第１処理ユニットは、
    プロセッサ・コアと、
    前記プロセッサ・コアに接続されたキャッシュ・メモリとを備え、
    前記キャッシュ・メモリは、
    キャッシュ・ラインを保持するデータ・アレイと、
    前記キャッシュ・ラインと関連付けられ且つ状態フィールドを含むエントリを保持するキャッシュ・ディレクトリと、
    キャッシュ・コントローラとを有し、
    前記キャッシュ・コントローラは、
    前記キャッシュ・ラインが前記データ・アレイにおいて有効であること、前記キャッシュ・ラインが前記キャッシュ・メモリに非排他的に且つ前記システム・メモリにおける対応するメモリ・ブロックに関し修正されずに保持されること、前記第２コヒーレンシ・ドメインにおける別のキャッシュが前記キャッシュ・ラインのコピーを保持し得ること、そして前記第２コヒーレンシ・ドメインを含まない前記キャッシュ・ラインについての第１コヒーレンシ通信範囲を表す第１状態および前記第２コヒーレンシ・ドメインを含む前記キャッシュ・ラインについての第２コヒーレンシ通信範囲を表す第２状態を有する、前記第１コヒーレンシ・ドメインにおける前記ドメイン標識が前記第２状態に更新されなければならないこと、を表すために前記状態フィールドをコヒーレンシ状態にセットする、
    データ処理システム。
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