KR20170007865A - 고성능 인터커넥트 코히어런스 프로토콜 - Google Patents

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바하 페임
로버트 비어스
옌-쳉 리우
베다라만 지타
허버트 에이치 험
제프 윌리
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Abstract

제 1 에이전트를 참조하고 배타적 상태에서 캐시될 메모리의 특정 라인을 요청하는 요청이 수신된다. 하나 이상의 다른 에이전트들에게 의도된 스누프 요청이 송신된다. 제 2 에이전트를 참조하는 스누프 응답은 수신되고, 이 스누프 응답은 메모리의 특정 라인에 대응하는 수정된 캐시 라인의 메모리로의 라이트백을 포함한다. 제 1 에이전트로 어드레스되는 완료가 송신되며, 이 완료는 라이트백에 기초하여 메모리의 특정 라인의 데이터를 포함한다.

Description

고성능 인터커넥트 코히어런스 프로토콜{HIGH PERFORMANCE INTERCONNECT COHERENCE PROTOCOL}
본 개시는 일반적으로 컴퓨터 개발의 분야에 관련되며, 보다 상세하게는 상호-의존적인 제한된 시스템의 협력(coordination of mutually-dependent constrained systems)을 포함하는 소프트웨어 개발에 관련된다.
반도체 처리 및 로직 설계의 발전은 집적 회로 디바이스 상에 존재할 수 있는 로직의 양적 증가를 가능하게 해주었다. 결과적으로, 컴퓨터 시스템 구성은 한 시스템 내의 단일 또는 복수의 집적 회로로부터 개개의 집적 회로 상에 존재하는 복수의 코어, 복수의 하드웨어 스레드, 및 복수의 로직 프로세서뿐만 아니라 그러한 프로세서 내에 집적된 다른 인터페이스로 진화하였다. 프로세서 또는 집적 회로는 전형적으로 단일의 물리적 프로세서 다이를 포함하는데, 이 프로세서 다이는 임의 개수의 코어, 하드웨어 스레드, 로직 프로세서, 인터페이스, 메모리, 제어기 허브 등을 포함할 수 있다.
더 작은 패키지 내에 더 많은 처리 능력을 맞추는 역량이 더 커짐에 따라, 소형의 컴퓨팅 디바이스의 인기가 높아지고 있다. 스마트폰, 태블릿, 울트라씬 노트북, 및 다른 사용자 장비가 기하급수적으로 증가되었다. 그러나, 이러한 소형 디바이스들은 데이터 저장 및 폼 팩터를 초과하는 복잡한 처리를 모두 서버에 의존하고 있다. 그 결과, 고성능 컴퓨팅 마켓(즉, 서버 공간)의 수요가 또한 증가하였다. 예를 들어, 현대의 서버에서는 보통 복수 코어를 가진 단일 프로세서뿐만 아니라, 복수의 물리적 프로세서(다중 소켓이라고도 지칭함)가 컴퓨팅 성능을 높이기 위해 존재한다. 그러나 컴퓨팅 시스템에서 디바이스의 개수와 함께 처리 능력이 증가함에 따라서, 소켓과 다른 디바이스 간의 통신이 더욱 중요해지고 있다.
실제로, 애초에 전기 통신을 취급하였던 전통적인 멀티-드롭 버스로부터 고속의 통신을 용이하게 해주는 완전히 발달한 인터커넥트 아키텍처에 이르기까지 인터커넥트 기술이 성장하였다. 불행하게도, 더욱 높은 속도로 소비하고자 하는 미래의 프로세서에 대한 요구로서, 이에 해당하는 요구는 기존의 인터커넥트 아키텍처의 역량에 집중되고 있다.
도 1은 일 실시예에 따른 컴퓨터 시스템의 I/O 디바이스들을 접속시키는 직렬 포인트-투-포인트 인터커넥트를 포함하는 시스템의 간략화한 블록도를 도시한다.
도 2는 일 실시예에 따른 계층화된 프로토콜 스택의 간략화한 블록도를 도시한다.
도 3은 트랜잭션 디스크립터의 실시예를 도시한다.
도 4는 직렬 포인트-투-포인트 링크의 실시예를 도시한다.
도 5는 잠재적인 고성능 인터커넥트(High Performance Interconnect (HPI)) 시스템 구성의 실시예를 도시한다.
도 6은 HPI와 연관된 계층화된 프로토콜 스택의 실시예를 도시한다.
도 7은 예시적인 코히어런스 프로토콜 충돌 관리의 흐름도를 도시한다.
도 8은 다른 예의 코히어런스 프로토콜 충돌 관리의 흐름도를 도시한다.
도 9는 다른 예의 코히어런스 프로토콜 충돌 관리의 흐름도를 도시한다.
도 10은 메모리에 라이트백(writeback to memory)하는 일예의 스누프 응답의 흐름도를 도시한다.
도 11은 메모리에 라이트백하는 스누프 응답의 다른 예의 흐름도를 도시한다.
도 12는 예시적인 라이트백 푸시 동작의 흐름도를 도시한다.
도 13은 메모리에 라이트백하는 일 예의 흐름도를 도시한다.
도 14는 예시적인 메모리 제어기 푸시 동작의 흐름도를 도시한다.
도 15 내지 도 17은 예시적인 프로토콜 상태 테이블의 표현을 도시한다.
도 18은 프로토콜 상태 테이블의 일 예의 중첩(nesting)의 표현을 도시한다.
도 19는 일 예의 테스팅 엔진의 한 세트의 프로토콜 상태 테이블의 사용의 표현을 도시한다.
도 20은 일 예의 테스팅 엔진의 한 세트의 프로토콜 상태 테이블의 표현을 도시한다.
도 21은 멀티코어 프로세서를 포함하는 컴퓨팅 시스템의 블록도의 실시예를 도시한다.
여러 도면에서 유사한 참조 부호 및 명칭은 유사한 구성요소를 나타낸다.
하기 설명에서, 특정 형태의 프로세서 및 시스템 구성, 특정 하드웨어 구조, 특정 아키텍처 및 마이크로 아키텍처 세부사항, 특정 레지스터 구성, 특정 명령어 타입, 특정 시스템 컴포넌트, 특정 프로세서 파이프라인 스테이지, 특정 인터커넥트 계층, 특정 패킷/트랜잭션 구성, 특정 트랜잭션 이름, 특정 프로토콜 교환, 특정 링크 폭, 특정 구현, 및 동작 등의 예와 같은 많은 특정한 세부 사항이 본 발명의 철저한 이해를 제공하기 위해 설명된다. 그러나, 본 기술에서 통상의 지식을 가진 자들에게는 이러한 특정 세부사항이 본 개시의 주제를 실시하기 위해 반드시 이용될 필요가 있지 않다는 것이 인식될 수 있다. 다른 사례에서, 본 개시를 불필요하게 모호하지 않도록 하기 위해, 특정하고 대안적인 프로세서 아키텍처, 설명된 알고리즘에 대한 특정 로직 회로/코드, 특정 펌웨어 코드, 로우-레벨 인터커넥트 동작, 특정 로직 구성, 특정 제조 기술 및 재료, 특정 컴파일러 구현, 코드 내 알고리즘의 특정 표현, 특정 파워 다운 및 게이팅 기술/로직, 및 컴퓨터 시스템의 다른 특정 동작의 세부사항과 같은 공지된 컴포넌트 또는 방법에 관해서는 아주 자세하게 설명하지 않았다.
비록 다음과 같은 실시예가 컴퓨팅 플랫폼이나 마이크로프로세서와 같은 특정 집적 회로 내의 에너지 보존, 에너지 효율, 및 프로세싱 효율 등에 관하여 기술될 수 있을지라도, 다른 실시예가 다른 방식의 집적 회로 및 로직 디바이스에 적용 가능하다. 본 명세서에서 설명되는 실시예의 유사한 기술 및 가르침은 그러한 특징으로부터 이득을 받을 수도 있는 다른 방식의 회로 또는 반도체 디바이스에 적용될 수 있다. 예를 들면, 기술된 실시예는 서버 컴퓨터 시스템, 데스크톱 컴퓨터 시스템, 랩톱, 울트라북TM으로 제한되지 않고, 휴대형 디바이스, 스마트폰, 태블릿, 다른 신(thin) 노트북, 시스템 온 칩(SOC) 디바이스, 및 임베디드 애플리케이션과 같은 다른 디바이스에서도 사용될 수 있다. 휴대형 디바이스의 일부 예는 셀룰러 폰, 인터넷 프로토콜 디바이스, 디지털 카메라 개인 휴대정보 단말(PDA), 및 휴대 PC를 포함한다. 여기서, 고성능 인터커넥트를 위한 유사 기술은 저전력 인터커넥트에서 성능(또는 심지어는 절전)을 높이는데 적용될 수 있다. 임베디드 애플리케이션은 통상적으로 마이크로컨트롤러, 디지털 신호 프로세서(DSP), 시스템 온 칩, 네트워크 컴퓨터(NetPC), 셋톱 박스, 네트워크 허브, 광역 네트(WAN) 스위치, 또는 아래에서 교시된 기능 및 동작을 수행할 수 있는 임의의 다른 시스템을 포함한다. 더욱이, 본 명세서에서 기술된 장치, 방법 및 시스템은 물리적인 컴퓨팅 디바이스로 제한되지 않고, 에너지 보존 및 효율을 위한 소프트웨어 최적화에도 관련될 수 있다. 아래의 설명에서 쉽게 명백해지는 바와 같이, 본 명세서에서 기술된 방법, 장치 및 시스템의 실시예는 (하드웨어, 펌웨어, 소프트웨어 또는 이들의 조합과 관련한 것이든지) 성능 고려 사항과 장차 균형을 이루는 "녹색 기술"에 중요하게 고려될 수 있다.
컴퓨팅 시스템이 발달하면서, 컴퓨팅 시스템 내 컴포넌트들은 더욱 복잡해지고 있다. 컴포넌트들 간을 연결하고 통신하게 하는 인터커넥트 아키텍처 또한 최적한 컴포넌트 동작에 필요한 대역폭 요구가 충족되는 것을 보장하기 위해 복잡도가 증가되고 있다. 뿐만 아니라, 다양한 세분된 시장은 제각각의 시장에 어울리는 인터커넥트 아키텍처의 다양한 양태를 요구하고 있다. 예를 들면, 서버는 고성능을 요구하는 반면, 모바일 에코시스템은 때로는 절전을 위해 전체 성능을 희생할 수 있다. 그렇지만, 이것은 절전을 극대화하면서 최고로 가능한 성능을 제공하려는 대부분의 패브릭의 한 가지 목적이다. 또한, 각종의 다양한 인터커넥트는 본 명세서에서 기술된 주제로부터 잠재적으로 혜택을 받을 수 있다. 예들 들어, 다른 예들 중에서, 주변 컴포넌트 인터커넥트 익스프레스(Peripheral Component Interconnect (PCI) Express (PCIe)) 인터커넥트 패브릭 아키텍처 및 퀵패스 인터커넥트(QuickPath Interconnect (QPI)) 패브릭 아키텍처는 다른 예들 중에서, 본 명세서에서 기술된 하나 이상의 원리에 따라서 잠재적으로 개선될 수 있다.
도 1은 한 세트의 컴포넌트들을 상호접속시키는 포인트-투-포인트 링크로 구성된 패브릭의 일 실시예가 도시된다. 시스템(100)은 제어기 허브(115)에 연결된 프로세서(105) 및 시스템 메모리(110)를 포함한다. 프로세서(105)는 마이크로프로세서, 호스트 프로세서, 임베디드 프로세서, 코-프로세서, 또는 여타 프로세서와 같은 임의의 프로세싱 요소를 포함할 수 있다. 프로세서(105)는 프론트-사이드 버스(front-side bus (FSB))(106)를 통해 제어기 허브(115)에 연결된다. 일 실시예에서, FSB(106)는 아래에서 기술되는 바와 같이 직렬 포인트-투-포인트 인터커넥트이다. 다른 실시예에서, 링크(106)는 다양한 인터커넥트 표준을 준수하는 직렬의 다양한 인터커넥트 아키텍처를 포함한다.
시스템 메모리(110)는 시스템(100) 내 디바이스들에 의해 액세스 가능한 랜덤 액세스 메모리(RAM), 비-휘발성(non-volatile (NV)) 메모리, 또는 여타 메모리와 같은 임의의 메모리 디바이스를 포함한다. 시스템 메모리(110)는 메모리 인터페이스(116)를 통해 제어기 허브(115)에 연결된다. 메모리 인터페이스의 예는 더블-데이터 레이트(a double-data rate (DDR)) 메모리 인터페이스, 듀얼-채널 DDR 메모리 인터페이스, 및 동적 RAM(DRAM) 메모리 인터페이스를 포함한다.
일 실시예에서, 제어기 허브(115)는 PCI 인터커넥트 계층에서와 같은 루트 허브, 루트 콤플렉스, 또는 루트 제어기를 포함할 수 있다. 제어기 허브(115)의 예는 칩셋, 메모리 제어기 허브(a memory controller hub (MCH)), 노스브릿지, 인터커넥트 제어기 허브(an interconnect controller hub (ICH)), 사우스브릿지, 및 루트 제어기/허브를 포함한다. 종종 칩셋이라는 용어는 물리적으로 별개인 두 개의 제어기 허브, 예를 들면 인터커넥트 제어기 허브(ICH)에 연결된 메모리 제어기 허브(MCH)를 지칭하기도 한다. 본 발명의 시스템은 종종 프로세서(105)와 함께 집적된 MCH를 포함하지만, 제어기(115)는 아래에서 설명되는 것과 유사한 방식으로 I/O 디바이스와 통신한다는 것을 주목하여야 한다. 일부 실시예에서, 옵션으로 피어-투-피어 라우팅이 루트 콤플렉스(115)를 통해 지원된다.
여기서, 제어기 허브(115)는 직렬 링크(119)를 통해 스위치/브릿지(120)에 연결된다. 인터페이스/포트(117 및 121)라고도 불리는 입력/출력 모듈(117 및 121)은 제어기 허브(115)와 스위치(120) 사이의 통신을 제공하는 계층화된 프로토콜 스택을 포함/구현할 수 있다. 일 실시예에서, 복수의 디바이스가 스위치(120)에 연결될 수 있다.
스위치/브릿지(120)는 패킷/메시지를 디바이스(125)로부터 업스트림으로, 즉 루트 콤플렉스를 향한 계층 위쪽의 제어기 허브(115)로 라우팅하며 다운스트림으로, 즉 루트 제어기로부터 계층 아래쪽으로, 프로세서(105) 또는 시스템 메모리(110)로부터 디바이스(125)로 라우팅한다. 일 실시예에서, 스위치(120)는 복수의 가상 PCI-투-PCI 브릿지 디바이스의 로직 어셈블리라고 지칭된다. 디바이스(125)는 I/O 디바이스, 네트워크 인터페이스 제어기(a Network Interface Controller (NIC)), 애드-인 카드, 오디오 프로세서, 네트워크 프로세서, 하드-드라이브, 저장 디바이스, CD/DVD ROM, 모니터, 프린터, 마우스, 키보드, 라우터, 이동식 저장 디바이스, 파이어와이어 디바이스, 범용 직렬 버스(a UniversaI SeriaI Bus (USB)) 디바이스, 스캐너, 및 기타 입력/출력 디바이스와 같은 전자 시스템에 연결되는 임의의 내부 또는 외부 디바이스나 컴포넌트를 포함한다. 종종 PCIe에 대한 방언으로, 이를 테면 디바이스는 엔드포인트라고 지칭된다. 비록 구체적으로 도시되지 않을지라도, 디바이스(125)는 레거시 또는 다른 버전의 디바이스를 지원하거나 그러한 디바이스에 의해 지원되는 패브릭을 상호접속시키는 브릿지(예를 들면, PCIe 대 PCI/PCI-X 브릿지)를 포함할 수 있다.
그래픽 가속기(130) 또한 직렬 링크(132)를 통해 제어기 허브(115)에 연결될 수 있다. 일 실시예에서, 그래픽 가속기(130)는 ICH에 연결된 MCH에 연결된다. 그러면 스위치(120) 및 이에 따른 I/O 디바이스(125)는 ICH에 연결된다. I/O 모듈(131 및 118) 또한 그래픽 가속기(130)와 제어기 허브(115) 사이에서 통신하는 계층화된 프로토콜 스택을 구현한다. 앞에서 MCH의 설명과 유사하게, 그래픽 제어기 또는 그래픽 가속기(130) 자체는 프로세서(105) 내에 통합될 수 있다.
도 2를 참조하면, 계층화된 프로토콜 스택의 실시예가 도시된다. 계층화된 프로토콜 스택(200)은 QPI 스택, PCIe 스택, 차세대 고성능 컴퓨팅 인터커넥트(a next generation high performance computing interconnect (HPI)) 스택, 또는 다른 계층화된 스택과 같은 임의 형태의 계층화된 통신 스택을 포함할 수 있다. 일 실시예에서, 프로토콜 스택(200)은 트랜잭션 계층(205), 링크 계층(210), 및 물리 계층(220)을 포함할 수 있다. 도 1에서 인터페이스(117, 118, 121, 122, 126, 및 131)와 같은 인터페이스가 통신 프로토콜 스택(200)으로서 대표될 수 있다. 통신 프로토콜 스택이라는 표현은 프로토콜 스택을 구현/포함하는 모듈 또는 인터페이스라고도 지칭될 수 있다.
패킷은 컴포넌트들 사이에서 정보를 통신하는데 사용될 수 있다. 패킷은 트랜잭션 계층(205) 및 데이터 링크 계층(210)에서 형성되어 정보를 전송 컴포넌트로부터 수신 컴포넌트로 전달한다. 전송된 패킷이 다른 계층들을 통해 흐르기 때문에, 패킷은 패킷을 그러한 계층들에서 처리하는데 사용되는 부가적인 정보로 확장된다. 수신 측에서, 역 처리가 수행되고 패킷은 이들의 물리 계층(220) 표현으로부터 데이터 링크 계층(210) 표현으로 변환되며 최종적으로 (트랜잭션 계층 패킷의 경우) 수신 디바이스의 트랜잭션 계층(205)에 의해 처리될 수 있는 형태로 변환된다.
일 실시예에서, 트랜잭션 계층(205)은 디바이스의 프로세싱 코어와 인터커넥트 아키텍처, 이를 테면 데이터 링크 계층(210) 및 물리 계층(220) 사이에서 인터페이스를 제공할 수 있다. 이와 관련하여, 트랜잭션 계층(205)의 주요 기능은 패킷(즉, 트랜잭션 계층 패킷(transaction layer packets) 또는 TLPs)의 조립과 해체를 포함할 수 있다. 트랜잭션 계층(205)은 또한 TLP에 대하여 크레딧-기반 플로우 제어(Credit-based flow control)를 관리할 수 있다. 일부 실시예에서, 스플릿 트랜잭션(split transactions), 즉 다른 예들 중에서, 타겟 디바이스가 응답에 필요한 데이터를 수집하는 동안 링크로 하여금 다른 트래픽을 전달하게 해주는, 요청과 응답이 시간에 의해 분리되어 있는 트랜잭션이 활용될 수 있다.
크레딧-기반 플로우 제어는 인터커넥트 패브릭을 활용하는 가상 채널 및 네트워크를 실현하기 위해 사용될 수 있다. 일 예에서, 디바이스는 트랜잭션 계층(205)에서 각각의 수신 버퍼마다 초기의 크레딧 수량을 광고할 수 있다. 도 1에서 제어기 허브(115)와 같은 링크의 반대편에 있는 외부 디바이스는 각각의 TLP에 의해 소비된 크레딧의 개수를 카운트할 수 있다. 트랜잭션은 그 트랜잭션이 크레딧 한계치를 초과하지 않으면 전송될 수 있다. 응답을 수신하면, 크레딧 수량이 복구된다. 그러한 크레딧 체계의 장점 중 한 가지 예는, 다른 잠재적인 장점들 중에서, 크레딧 제한에 처해지지 않으면, 크레딧 반환의 지연이 성능에 영향을 미치지 않는다는 것이다.
일 실시예에서, 네 개의 트랜잭션 어드레스 공간은 구성 어드레스 공간, 메모리 어드레스 공간, 입력/출력 어드레스 공간, 및 메시지 어드레스 공간을 포함할 수 있다. 메모리 공간 트랜잭션은 데이터를 메모리-매핑된 위치로/로부터 전달하는 판독 요청 및 기록 요청 중 하나 이상을 포함한다. 일 실시예에서, 메모리 공간 트랜잭션은 두 가지 상이한 어드레스 포맷, 예를 들면, 32-비트 어드레스와 같이 짧은 어드레스 포맷, 또는 64-비트 어드레스와 같이 긴 어드레스 포맷을 이용할 수 있다. 구성 공간 트랜잭션은 인터커넥트에 접속된 각종 디바이스의 구성 공간에 액세스하는데 사용될 수 있다. 구성 공간에 대한 트랜잭션은 판독 요청 및 기록 요청을 포함할 수 있다. 메시지 공간 트랜잭션(또는 간단히 메시지)는 또한 인터커넥트 에이전트들 간의 대역-내(in-band) 통신을 지원하는 것으로 정의될 수 있다. 그러므로, 일 예의 실시예에서, 트랜잭션 계층(205)은 패킷 헤더/페이로드(206)를 조립할 수 있다.
이제 도 3을 참조하면, 트랜잭션 계층 패킷 디스크립터(a transaction layer packet descriptor)의 일 예의 실시예가 도시된다. 일 실시예에서, 트랜잭션 디스크립터(300)는 트랜잭션 정보를 전달하기 위한 메커니즘일 수 있다. 이와 관련하여, 트랜잭션 디스크립터(300)는 시스템에서 트랜잭션의 식별을 지원한다. 다른 잠재적인 용도는 디폴트 트랜잭션 순서 및 트랜잭션의 채널과의 연계의 트랙킹 수정을 포함한다. 예를 들어, 트랜잭션 디스크립터(300)는 전역 식별자(global identifier) 필드(302), 속성 필드(304) 및 채널 식별자 필드(306)를 포함할 수 있다. 도시된 예에서, 전역 식별자 필드(302)는 국부 트랜잭션 식별자(local transaction identifier) 필드(308) 및 소스 식별자 필드(310)을 포함하는 것으로 도시된다. 일 실시예에서, 전역 식별자 필드(302)는 모든 미처리 요청에 고유하다.
일 구현예에 따르면, 국부 트랜잭션 식별자 필드(308)는 요청 에이전트에 의해 생성되는 필드이며, 그 요청 에이전트에게 완료를 요구하는 모든 미처리 요청에 고유할 수 있다. 뿐만 아니라, 이 예에서, 소스 식별자(310)는 인터커넥트 계층 내에서 요청 에이전트를 고유하게 식별한다. 따라서, 소스 ID(310)와 함께, 국부 트랜잭션 식별자(308) 필드는 계층 도메인 내 트랜잭션의 전역적인 식별을 제공한다.
속성 필드(304)는 트랜잭션의 특성 및 관계를 명시한다. 이와 관련하여, 속성 필드(304)는 트랜잭션의 디폴트 처리의 수정을 허용하는 부가 정보를 제공하는데 잠재적으로 사용된다. 일 실시예에서, 속성 필드(304)는 우선순위 속성 필드(312), 예약 속성 필드(314), 순서 속성 필드(316), 및 노-스누프(no-snoop) 속성 필드(318)를 포함한다. 여기서, 우선순위 필드(312)는 트랜잭션에 우선순위를 할당하기 위하여 개시자에 의해 수정될 수 있다. 예약 속성 필드(314)는 미래를 위해 예약되어 있거나 또는 벤더-정의(vendor-defined) 용도로 남겨 놓는다. 우선순위 또는 보안 속성을 이용하는 가능한 사용 모델은 예약 속성 필드를 이용하여 구현될 수 있다.
이 예에서, 순서 속성 필드(316)는 디폴트 순서 룰(default ordering rules)을 수정할 수 있는 순서의 타입을 전달하는 옵션 정보를 공급하기 위해 사용될 수 있다. 일 예의 구현예에 따르면, "0"라는 순서 속성은 디폴트 순서 룰(default ordering rules)을 적용한다는 것을 나타내며, "1"이라는 순서 속성은 완화된 순서(relaxed ordering)를 나타내며, 기록(writes)은 동일한 방향으로 기록을 나아가게 할 수 있으며, 판독 완료(read completions)는 동일한 방향으로 기록을 나아가게 할 수 있다. 스누프 속성 필드(318)는 트랜잭션이 스누프되는지를 결정하기 위해 사용된다. 도시된 바와 같이, 채널 ID 필드(306)는 트랜잭션이 연관되어 있는 채널을 식별한다.
다시 도 2의 설명을 참조하면, 데이터 링크 계층(210)이라고도 불리는, 링크 계층(210)은 트랜잭션 계층(205)과 물리 계층(220) 사이에서 중간 단으로서 역할을 할 수 있다. 일 실시예에서, 데이터 링크 계층(210)의 기능은 링크 상의 두 컴포넌트 사이에서 트랜잭션 계층 패킷(TLP)을 교환하기 위한 신뢰 있는 메커니즘을 제공하는 것이다. 데이터 링크 계층(210)의 일 측은 트랜잭션 계층(205)에 의해 조립된 TLP를 받고, 패킷 시퀀스 식별자(211), 즉 식별 번호 또는 패킷 번호를 적용하고, 오류 검출 코드, 즉 CRC(212)를 계산하고 적용하여, 수정된 TLP를 물리 계층(220)에 전하여 물리 디바이스를 지나 외부 디바이스로 전송한다.
일 예에서, 물리 계층(220)은 패킷을 물리적으로 외부 디바이스로 전송하기 위해 논리 서브블록(221) 및 전기 서브블록(222)을 포함한다. 여기서, 논리 서브블록(221)은 물리 계층(220)의 "디지털" 기능의 역할을 수행한다. 이와 관련하여, 논리 서브블록은 전기 서브블록(222)에 의한 전송을 위해 송출 정보를 준비하는 송신 부분, 및 수신된 정보를 식별하고 준비한 다음 이를 링크 계층(210)으로 전달하는 수신기 부분을 포함할 수 있다.
전기 서브 블록(222)은 송신기 및 수신기를 포함한다. 송신기는 논리 서브블록(221)에 의해 심볼을 공급받고, 송신기는 이를 직렬화하고 외부 디바이스로 전송한다. 수신기는 외부 디바이스로부터 직렬화된 심볼을 공급받고 수신된 신호를 비트-스트림으로 변환한다. 비트-스트림은 역직렬화되고 논리 서브블록(221)으로 공급된다. 일 예의 실시예에서, 8b/10b 전송 코드가 사용되고, 10-비트 심볼이 송신/수신된다. 여기서, 패킷을 프레임(223)으로 구성하기 위해 특수한 심볼이 사용된다. 게다가, 일 예에서, 수신기는 또한 수신하는 직렬 스트림으로부터 복구되는 심볼 클럭을 제공한다.
앞에서 언급한 바와 같이, 비록 트랜잭션 계층(205), 링크 계층(210), 및 물리 계층(220)이 (PCIe 프로토콜 스택과 같은) 프로토콜 스택의 특정 실시예에 관하여 설명되었지만, 계층화된 프로토콜 스택은 그것으로 제한되지 않는다. 실제로, 임의의 계층화된 프로토콜이 포함되고/구현될 수 있고 본 명세서에서 논의된 특징을 채택할 수 있다. 일 예로서, 계층화된 프로토콜로서 표현되는 포트/인터페이스는 (1) 패킷을 조립하는 제 1 계층, 즉 트랜잭션 계층과, 패킷을 순서화하는 제 2 계층, 즉 링크 계층과, 패킷을 전송하는 제 3 계층, 즉 물리 계층을 포함할 수 있다. 특정 예로서, 본 명세서에서 기술된 바와 같이, 고성능의 인터커넥트 계층화된 프로토콜이 활용된다.
다음으로 도 4를 참조하면, 직렬 포인트-투-포인트 패브릭의 일 예의 실시예가 도시된다. 직렬 포인트-투-포인트 링크는 직렬 데이터를 전송하기 위한 임의의 전송 경로를 포함할 수 있다. 도시된 실시예에서, 링크는 두 개의 저전압의 차동 구동된 신호 쌍들, 즉 전송 쌍(406/411) 및 수신 쌍(412/407)을 포함할 수 있다. 따라서, 디바이스(405)는 데이터를 디바이스(410)로 전송하는 전송 로직(406) 및 데이터를 디바이스(410)로부터 수신하는 수신 로직(407)을 포함한다. 다시 말해서, 두 개의 전송 경로, 즉 경로(416 및 417), 및 두 개의 수신 경로, 즉 경로(418 및 419)가 링크의 일부 구현에 포함된다.
전송 경로는 전송 회선, 구리 회선, 광 회선, 무선 통신 채널, 적외선 통신 링크, 또는 기타 통신 경로와 같이 데이터를 전송하기 위한 임의의 경로를 말한다. 두 디바이스, 이를 테면 디바이스(405)와 디바이스(410) 사이의 접속은 링크, 이를 테면 링크(415)라고 지칭된다. 링크는 하나의 레인(lane) - 각각의 레인은 한 세트의 상이한 신호 쌍(하나의 쌍은 전송 용, 하나의 쌍은 수신 용)을 나타냄 - 을 지원할 수 있다. 대역폭을 조정하기 위해, 링크는 xN으로 표기된 복수의 레인들을 묶을 수 있으며, 여기서 N은 임의의 지원된 링크 폭으로, 이를 테면 1, 2, 4, 8, 12, 32, 64, 또는 그 보다 넓다.
차동 쌍은 레인(416 및 417)과 같이 차동 신호를 전송하는 두 개의 전송 경로를 지칭할 수 있다. 예로서, 회선(416)이 저전압 레벨에서 고전압 레벨로 토글할 때, 즉, 라이징 에지일 때, 회선(417)은 하이 로직 레벨에서 로우 로직 레벨로, 즉 하강 에지로 진행한다. 차동 신호는 잠재적으로 더 양호한 신호 무결성(signal integrity), 즉 다른 예의 장점들 중에서, 크로스-커플링, 전압 오버슈트/언더슈트, 링잉(ringing)과 같은 더 우수한 전기적 특성을 보여준다. 이것은 더 우수한 타이밍 윈도우를 가능하게 해주며, 이는 통신 주파수를 더 빠르게 해줄 수 있다.
일 실시예에서, 신규의 고성능 인터커넥트(High Performance Interconnect (HPI))가 제공된다. HPI는 차세대 캐시-코히어런트, 링크-기반 인터커넥트를 포함할 수 있다. 일 예로서, HPI는 PCIe 또는 다른 인터커넥트 프로토콜이 프로세서, 가속기, 및 I/O 디바이스 등을 접속시키는데 전형적으로 사용되는 시스템을 포함하여, 워크스테이션 또는 서버와 같은 고성능 컴퓨팅 플랫폼에서 활용될 수 있다. 그러나, HPI는 그것으로 제한되지 않는다. 그 대신, HPI는 본 출원에서 기술된 임의의 시스템이나 플랫폼에서 활용될 수 있다. 뿐만 아니라, 개발된 개개의 사상은 다른 인터커넥트 및 플랫폼, 이를 테면 PCIe, MIPI, QPI 등에 적용될 수 있다.
일 예의 구현예에서, 복수의 디바이스를 지원하기 위하여, HPI는 명령어 세트 아키텍처 관용성(Instruction Set Architecture (ISA) agnostic)을 포함할 수 있다(즉, HPI는 복수의 상이한 디바이스들에서 구현되는 것이 가능할 수 있다). 다른 시나리오에서, HPI는 바로 프로세서 또는 가속기가 아닌 고성능 I/O 디바이스를 접속시키는데도 활용될 수 있다. 예를 들면, 고성능 PCIe 디바이스는 적절한 변환 브릿지를 통해 HPI에 (즉, HPI대 PCIe) 연결될 수 있다. 더욱이, HPI 링크는 다양한 방식으로(예를 들면, 스타, 링, 메시 등), 프로세서와 같은 많은 HPI 기반 디바이스에 의해 활용될 수 있다. 도 5는 복수의 잠재적 멀티-소켓 구성의 일 예의 구현예를 도시한다. 도시된 바와 같이, 2-소켓 구성(505)은 두 개의 HPI 링크를 포함할 수 있으나, 다른 구현예에서, 하나의 HPI 링크가 활용될 수 있다. 토폴로지가 더 큰 경우, 다른 부가적이거나 대체적인 특징들 중에서, 식별자(ID)가 할당 가능하고 몇 가지 형태의 가상 경로가 존재하는 한 임의의 구성이 활용될 수 있다. 도시된 바와 같이, 네 개의 소켓 구성(510)은 각 프로세서로부터 다른 하나의 프로세스로의 HPI 링크를 갖고 있다. 그러나 구성(515)에서 도시된 여덟 소켓 구현예에서, 매 소켓이 HPI 링크를 통해 서로 직접 접속되는 것은 아니다. 그러나, 만일 가상 경로 또는 채널이 프로세서들 사이에서 존재하면, 그 구성이 지원된다. 지원된 프로세서들의 범위는 기본 도메인에서 2-32를 포함한다. 다른 예들 중에서, 복수개 도메인 또는 노드 제어기들 사이에 복수의 도메인 또는 다른 인터커넥트를 사용하여 프로세서를 더 많게 할 수 있다.
HPI 아키텍처는 몇몇 예에서, (코히어런트, 논-코히어런트, 및 옵션의, 여타 메모리 기반 프로토콜의) 프로토콜 계층들, 라우팅 계층, 링크 계층, 및 물리 계층을 포함하는 계층화된 프로토콜 아키텍처의 정의를 포함한다. 뿐만 아니라, HPI는 다른 예들 중에서, (전력 제어 유닛(power control units (PCUs))과 같은) 전력 관리자, 테스트 및 디버그용 설계(design for test and debug (DFT)), 장애 관리, 레지스터, 보안에 관련된 개선된 것을 더 포함할 수 있다. 도 6은 일 예의 HPI 계층화된 프로토콜 스택의 실시예를 도시한다. 일부 구현예에서, 도 6에 도시된 계층들 중 적어도 일부는 옵션일 수 있다. 각각의 계층은 그 자체의 그래뉴러리티의 레벨 또는 정보의 퀀텀(quantum of information)을 처리한다(프로토콜 계층(605a,b)은 패킷(630)을 처리하고, 링크 계층(610a,b)은 플릿(flits)(635)을 처리하며, 물리 계층(605a,b)은 피트(phits)(640)를 처리한다). 일부 실시예에서, 구현예에 따라서 패킷은 부분적인 플릿, 단일의 플릿, 또는 복수의 플릿을 포함할 수 있다는 것을 주목하자.
제 1의 예로서, 피트(640)의 폭은 링크 폭 대 비트의 1대1 매핑을 포함한다(예를 들면, 20 비트 링크 폭은 20 비트의 피트를 포함한다. 기타 등등). 플릿은 184, 192 또는 200 비트와 같이 더 큰 크기를 가질 수 있다. 만일 피트(640)가 20 비트이고 플릿(635)의 크기가 184 비트이면, 하나의 플릿(635)을 전송하기 위해 피트(640)를 분수로(예를 들면, 다른 예들 중에서, 184 비트의 플릿(635)을 전송하려면 20 비트로 9.2 피트 또는 192 비트 플릿을 전송하려면 20 비트로 9.6으로) 처리한다는 것을 주목하자. 물리 계층에서 기본 링크의 폭은 변할 수 있다는 것을 주목하자. 예를 들면, 방향 당 레인의 개수는 2, 4, 6, 8, 10, 12, 14, 16, 18, 20, 22, 24 등을 포함할 수 있다. 일 실시예에서, 링크 계층(610a,b)은 복수의 상이한 트랜잭션을 단일 플릿 내에 넣을 수 있으며, 하나 또는 복수의 헤더(예를 들면, 1, 2, 3, 4)가 플릿 내에 넣어질 수 있다. 일 예에서, HPI는 헤더들을 대응하는 슬롯들로 나누어서 플릿 내 복수의 메시지들이 여러 노드들을 향해 전달되게 할 수 있다.
일 실시예에서, 물리 계층(605a,b)은 (전기 또는 광 등의) 물리적 매체를 통한 고속의 정보 전달의 역할을 담당할 수 있다. 물리 링크는 계층(605a 및 605b)과 같은 두 개의 링크 계층 엔티티들 사이의 포인트-투-포인트일 수 있다. 링크 계층(610a,b)은 상위 계층으로부터 물리 계층(605a,b)을 이끌어 낼 수 있으며 데이터(뿐만 아니라 요청)를 신뢰 있게 전달하는 역량을 제공하고 직접적으로 접속된 두 엔티티들 사이에서 플로우 제어를 관리한다. 링크 계층은 또한 물리적 채널을 복수의 가상 채널 및 메시지 클래스로 가상화하는 역할을 담당할 수 있다. 프로토콜 계층(620a,b)은 링크 계층(610a,b)에 의존하여 프로토콜 메시지를 적절한 메시지 클래스 및 가상 채널로 매핑한 다음 이를 물리 계층(605a,b)으로 전달하여 물리 링크를 가로질러 전송한다. 링크 계층(610a,b)은 다른 예들 중에서, 요청, 스누프, 응답, 라이트백, 논-코히어런트 데이터와 같은 복수의 메시지를 지원할 수 있다.
도 6에 도시된 바와 같이, HPI의 물리 계층(605a,b)(또는 PHY)은 전기 계층(즉, 두 컴포넌트를 접속시키는 전기 전도체) 위 그리고 링크 계층(610a,b)의 아래에서 구현될 수 있다. 물리 계층 및 대응하는 로직은 각각의 에이전트에서 상주할 수 있으며 (예를 들면, 링크의 양측의 디바이스 상에서) 서로 분리되어 있는 두 에이전트(A 및 B)의 링크 계층들을 접속시킨다. 국부 및 원격 전기 계층은 물리적 매체(예를 들면, 와이어, 전도체, 광학 매체 등)에 의해 접속된다. 일 실시예에서, 물리 계층(65a,b)은 두 가지 주요한 단계, 즉 초기화 및 동작을 가지고 있다. 초기화 동안, 접속은 링크 계층에 불투명하며 시그널링은 시간 제한 상태(timed states)와 핸드쉐이크 이벤트의 조합을 포함할 수 있다. 동작 동안, 접속은 링크 계층에 투명하며 시그널링은 일정 속도로 진행되며, 이때 모든 레인이 함께 단일 링크로서 동작한다. 동작 단계 동안, 물리 계층은 플릿을 에이전트 A에서 에이전트 B로 그리고 에이전트 B에서 에이전트 A로 전달한다. 접속은 또한 링크라고 지칭되기도 하며 플릿 및 현재 구성(예를 들면, 폭)의 제어/상태를 링크 계층과 교환하면서 링크 계층으로부터 매체, 폭 및 속도를 포함하는 몇 가지 물리적인 양태를 이끌어 낸다. 초기화 단계는 하위 단계, 예를 들면 폴링(Polling), 구성(Configuration)을 포함한다. 동작 단계 또한 하위 단계(예를 들면, 링크 전력 관리 상태)를 포함한다.
일 실시예에서, 링크 계층(610a,b)은 두 프로토콜 또는 라우팅 엔티티들 사이에서 신뢰할 수 있는 데이터 전송을 제공하기 위해 구현될 수 있다. 링크 계층은 프로토콜 계층(620a,b)으로부터 물리 계층(605a,b)을 이끌어 낼 수 있고 두 프로토콜 에이전트(A, B) 사이의 플로우 제어를 책임질 수 있으며, 가상 채널 서비스를 프로토콜 계층(메시지 클래스) 및 라우팅 계층(가상 네트워크)에 제공할 수 있다. 프로토콜 계층(620a,b)과 링크 계층(610a,b) 사이의 인터페이스는 통상적으로 패킷 레벨에서 수행될 수 있다. 일 실시예에서, 링크 계층에서 가장 작은 전송 단위는 192 비트 또는 일부 다른 단위 값과 같은 명시된 비트 수를 가진 플릿이라고 지칭된다. 링크 계층(610a,b)은 물리 계층(605a,b)에 의존하여 물리 계층(605a,b)의 전송 단위(피트)를 링크 계층(610a,b)의 전송 단위(플릿)로 프레이밍한다. 게다가, 링크 계층(610a,b)은 논리적으로 두 부분, 즉 송신자 및 수신자로 갈라질 수 있다. 한 엔티티에서 송신자/수신자 쌍은 다른 하나의 엔티티 상의 송신자/수신자 쌍에 접속될 수 있다. 플로우 제어는 종종 플릿 및 패킷의 두 가지를 기반으로 하여 수행된다. 오류 검출 및 정정 또한 잠재적으로 플릿 레벨 기반으로 수행된다.
일 실시예에서, 라우팅 계층(615a,b)은 근원지로부터 목적지로 HPI 트랜잭션을 라우팅하는 유연하고 분산된 방법을 제공할 수 있다. 이 방식은 복수의 토폴로지에 필요한 라우팅 알고리즘이 각각의 라우터에서 프로그램 가능 라우팅 테이블을 통해 명시될 수 있기 때문에 유연성이 있다(일 실시예에서 프로그래밍은 펌웨어, 소프트웨어, 또는 이들의 조합에 의해 수행된다). 라우팅 기능은 분산될 수 있고, 라우팅은 일련의 라우팅 단계를 통해 이루어질 수 있는데, 각각의 라우팅 단계는 근원지, 중간지, 또는 목적지 라우터에서 테이블 룩업을 통해 정의된다. 근원지에서의 룩업은 HPI 패킷을 HPI 패브릭으로 주입하는데 사용될 수 있다. 중간지 라우터에서의 룩업은 HPI 패킷을 입력 포트로부터 출력 포트로 라우팅하는데 사용될 수 있다. 목적지 포트에서 룩업은 목적지 HPI 프로토콜 에이전트를 목표로하기 위해 사용될 수 있다. 일부 구현예에서, 라우팅 테이블, 및 그의 라우팅 알고리즘은 사양서에 의해 특별히 정의되어 있지 않기 때문에 라우팅 계층은 빈약(thin)할 수 있다는 것을 주목하여야 한다. 이것은 시스템 구현에 의해 정의되는 유연 플랫폼 아키텍처 토폴로지를 포함하는, 유연성 및 각종 사용 모델의 여지를 남겨 놓는다. 라우팅 계층(615a,b)은 링크 계층(610a,b)에 의존하여 세 개까지의(또는 그 이상의) 가상 네트워크(virtuaI networks (VNs)) - 일 예로, 각 가상 네트워크에서 정의된 여러 메시지 클래스를 가진 두 개의 교착 방지(deadlock free) VNs, VN0 및 VN1 - 의 사용을 제공한다. 공유된 적응적 가상 네트워크(shared adaptive virtuaI network (VNA))는 링크 계층에서 정의될 수 있지만, 다른 특징 및 예들 중에서, 각 메시지 클래스 및 가상 네트워크가 전용의 자원을 갖고 순방향 진행(forward progress)을 보장할 수 있기 때문에, 이러한 적응적 네트워크는 라우팅 개념으로 직접 드러내지 없을 수 있다.
일 실시예에서, HPI는 메모리로부터 데이터의 라인들을 캐싱하는 에이전트를 지원하는 코히어런스 프로토콜 계층(620a,b)을 포함할 수 있다. 메모리 데이터를 캐시하려는 에이전트는 그 데이터의 라인을 판독하여 자신의 캐시에 로드하기 위해 코히어런트 프로토콜을 사용할 수 있다. 자신의 캐시에서의 데이터의 라인을 수정하려는 에이전트는 데이터를 수정하기 전에 라인의 소유권을 얻기 위해 코히어런스 프로토콜을 사용할 수 있다. 라인을 수정한 후, 에이전트는 외부 요청에 응답하여 라인을 다시 메모리에 기록하거나 라인을 포함할 때까지 그의 캐시 내에 라인을 유지하려는 프로토콜 요건에 따를 수 있다. 끝으로, 에이전트는 외부 요청을 이행하여 그의 캐시에서 라인을 무효화할 수 있다. 프로토콜은 모든 캐싱 에이전트가 따를 수 있는 규칙을 지시함으로써 데이터의 일관성을 보장한다. 이것은 또한 에이전트가 캐시 없이 메모리 데이터를 일관성 있게 판독하고 기록하는 수단을 제공한다.
HPI 코히어런스 프로토콜을 활용하여 트랜잭션을 지원하기 위해 두 가지 조건이 실시될 수 있다. 첫째, 프로토콜은 일 예로, 에이전트의 캐시들 내 데이터 사이에서 그리고 이러한 데이터와 메모리 내 데이터 사이에서 어드레스별 기준으로 데이터 일관성을 유지할 수 있다. 비공식적으로, 데이터 일관성은 데이터의 가장 최근 값을 나타내는 에이전트의 캐시 내 데이터의 각각의 유효 라인을 지칭할 수 있고, 코히어런스 프로토콜 패킷에서 전송되는 데이터는 데이터가 전송되었을 당시 데이터의 가장 최근 값을 나타낼 수 있다. 데이터의 어느 유효 카피도 캐시 또는 전송에 존재하지 않을 때, 프로토콜은 가장 최근의 데이터 값이 메모리에 있음을 보장할 수 있다. 둘째, 프로토콜은 요청에 대해 잘 정의된 책임 정도를 제공할 수 있다. 판독에 대한 책임 정도는 데이터가 유용할 때를 나타낼 수 있고, 기록에 대한 책임 정도는 기록된 데이터가 전역적으로 관찰가능하고 후속 판독에 의해 로드될 때를 나타낼 수 있다. 프로토콜은 코히어런트 메모리 공간에서 캐시가능한 요청 및 캐시 불가한(uncacheable (UC)) 요청 모두에 대해 이러한 책임 정도를 지원할 수 있다.
HPI 코히어런스 프로토콜은 또한 에이전트에 의해 코히어런트 메모리 공간 내 어떤 어드레스를 향해 행한 일관성 요청의 순방향 진행을 보장할 수 있다. 확실히, 트랜잭션은 적절한 시스템 동작을 위해 결국 이행되고 사라질 수 있다. 일부 실시예에서, HPI 코히어런스 프로토콜은 자원 할당 충돌을 해결하기 위한 재시도의 개념이 없을 수 있다. 따라서, 프로토콜 그 자체는 순환 자원 의존성을 포함하지 않는 것으로 정의될 수 있고 구현은 그 설계에서 데드록을 초래할 수 있는 의존성을 도입하지 않도록 주의할 수 있다. 또한, 프로토콜은 설계가 프로토콜 자원으로의 공정한 액세스를 제공할 수 있는 곳을 표시할 수 있다.
논리적으로, 일 실시예에서 HIP 코히어런스 프로토콜은 세 개의 아이템 즉, 코히어런스(또는 캐싱) 에이전트, 홈 에이전트, 및 에이전트들을 접속시키는 HPI 인터커넥트 패브릭을 포함할 수 있다. 코히어런스 에이전트 및 홈 에이전트는 함께 작업하여 인터커넥트를 통해 메시지를 교환함으로써 데이터 일관성을 이룰 수 있다. 링크 계층(610a,b) 및 그의 관련 설명은 본 출원에서 논의되는 코히어런스 프로토콜 요건을 고수하는 방법을 포함하여 인터커넥트 패브릭의 세부사항을 제공할 수 있다. (코히어런스 에이전트와 홈 에이전트로의 분리는 명료하게 하기 위한 것임을 주목할 수 있다. 설계는 다른 예들 중에서, 소켓 내에 두 가지 타입의 복수의 에이전트를 포함할 수 있거나 또는 심지어 에이전트 거동을 단일 설계 유닛에 연결할 수 있다).
일 실시예에서, 홈 에이전트는 물리 메모리를 보호하도록 구성될 수 있다. 각각의 홈 에이전트는 코히어런트 메모리 공간의 영역을 책임질 수 있다. 영역들은 단일의 어드레스가 하나의 홈 에이전트에 의해 보호된다는 점에서 중첩되지 않을 수 있으며, 시스템 내 홈 에이전트 영역들은 함께 코히어런트 메모리 공간을 관장하고 있다. 예를 들어, 각각의 어드레스는 적어도 하나의 홈 에이전트에 의해 보호될 수 있다. 그러므로, 일 실시예에서, HPI 시스템의 코히어런트 메모리 공간에서 각각의 어드레스는 정확히 하나의 홈 에이전트에 매핑될 수 있다.
일 실시예에서, HPI 코히어런스 프로토콜에서 홈 에이전트는 코히어런트 메모리 공간에 대한 요청을 서비스하는 역할을 수행할 수 있다. 판독(Rd) 요청에 대하여, 홈 에이전트는 스누프(Snp)를 생성하고, 이들의 응답을 처리하고, 데이터 응답을 송신하고, 완료 응답을 송신할 수 있다. 무효(Inv) 요청에 대하여, 홈 에이전트는 필요한 스누프를 생성하고, 이들의 응답을 처리하고, 완료 응답을 송신할 수 있다. 기록 요청에 대하여, 홈 에이전트는 메모리로의 데이터를 커미트(commit)하고 완료 응답을 송신할 수 있다.
홈 에이전트는 HPI 코히어런스 프로토콜에서 스누프를 제공하고 코히어런스 에이전트로부터의 스누프 응답을 처리할 수 있다. 홈 에이전트는 또한 충돌 해결을 위하여 코히어런스 에이전트로부터 특별한 스누프 응답인 포워드 요청을 처리할 수 있다. 홈 에이전트가 포워드 요청을 수신하면, 포워드 요청을 생성했던 코히어런스 에이전트(즉, 충돌하는 스누프 요청을 검출하였던 에이전트)에게 포워드 응답을 송신할 수 있다. 코히어런스 에이전트는 홈 에이전트로부터의 이러한 포워드 응답 및 완료 응답의 순서를 사용하여 충돌을 해결할 수 있다.
코히어런스 에이전트는 지원되는 코히어런스 프로토콜 요청을 발행할 수 있다. 요청은 코히어런트 메모리 공간 내 어드레스로 발행될 수 있다. RdCur을 제외한 판독 요청(Rd)에 대하여 수신된 데이터는 일치할 수 있다. RdCur 요청에 대한 데이터는 데이터 패킷이 생성되었을 때 (비록 전달 중에 데이터가 유효 기간이 지나버릴 수도 있겠지만) 일치되었을 수 있다. 표 1은 잠재적인 지원된 요청의 예시적인 완전치 않은 목록을 보여준다.
Figure pat00001
HPI는 MESI 프로토콜의 원리를 활용하는 코히어런시 프로토콜을 지원할 수 있다. 각각의 캐시 라인은 하나 이상의 지원된 상태로 마크(mark)될 수 있다(예를 들면, 캐시 라인에서 코딩될 수 있다). "M" 또는 "수정된(Modified)" 상태는 캐시 라인 값이 메인 메모리 내에 있는 값으로부터 수정되었다는 것을 표시할 수 있다. M-상태에서 라인은 특정 상태에서 존재할 뿐이며 대응하는 캐시 에이전트는 수정된 데이터를 예를 들면, (더 이상 유효하지 않은) 메모리 상태의 임의의 다른 판독을 허용하기 전에, 향후 언젠가 메모리에 다시 기록하라고 요구될 수 있다. 라이트백은 라인을 M-상태에서 E-상태로 천이할 수 있다. "E" 또는 "배타적(Exclusive)" 상태는 캐시 라인이 현재 캐시에서 존재하고 있을 뿐이지만 그의 값은 메인 메모리 내의 값과 일치한다는 것을 표시할 수 있다. E-상태에서 캐시 라인은 판독 요청에 응답하여 언제라도 S-상태로 천이할 수 있거나 라인에 기록함으로써 M-상태로 변경될 수 있다. "S" 또는 "공유된(Shared)" 상태는 캐시 라인이 머신의 다른 캐시들 내에 저장될 수 있고 메인 메모리의 값과 일치하는 값을 갖는 것을 표시할 수 있다. 라인은 언제라도 사용되지 않을 (I-상태로 변경될) 수 있다. "I" 또는 "무효(Invalide)" 상태는 캐시 라인이 무효 또는 미사용 중이라는 것을 표시할 수 있다. 다른 예들 중에서, 특정 공유된 라인 값이 라인을 또한 공유하는 다른 캐시들에게 포워드될 것이라는 것을 표시하는 "F" 또는 "포워드(Forward)" 공유 상태와 같은 다른 상태가 HPI에서 지원될 수 있다.
표 2는 다른 예들 중에서, 스누프, 판독 및 기록 요청을 포함하는, 몇몇 코히어런스 프로토콜 메시지에 포함될 수 있는 예시적인 정보를 포함한다.
Figure pat00002
스누프 메시지는 홈 에이전트에 의해 생성되고 코히어런스 에이전트를 향해 보내질 수 있다. 스누프(SNP) 가상 채널은 스누프 용도로 사용될 수 있으며, 일 실시예에서 스누프 메시지는 SNP 가상 채널을 사용하는 유일한 메시지이다. 스누프는 요청 에이전트의 NID, 및 데이터가 스누프로 인해 요청 에이전트로 바로 송신되는 경우에 그 요청을 위해 요청 에이전트가 할당한 RTID를 포함할 수 있다. 일 실시예에서, 스누프는 또한 홈 에이전트가 요청을 처리하기 위해 할당한 HTID를 포함할 수 있다. 스누프를 처리하는 코히어런스 에이전트는 홈 에이전트로 다시 송신하는 스누프 응답 내에 HTID를 포함시킬 수 있다. 일부 예에서, 스누프는 홈 에이전트의 NID를 포함하지 않을 수 있는데, 이것은 목표로 하는 코히어런스 에이전트가 그의 응답을 송신할 때 포함된 어드레스로부터 유도될 수 있기 때문이다. (앞에 "SnpF"가 붙은) 팬아웃 스누프는, 라우팅 계층이 팬아웃 영역에 있는 모든 피어들에게 적절한 스누프 메시지를 생성하는 책임을 지고 있기 때문에 목적지 NID를 포함하지 않을 수 있다. 스누프 채널 메시지들의 예시적인 목록은 표 3에 열거된다.
Figure pat00003
HPI는 또한 논-코히어런트 요청으로서 구현되는 요청과 같은, 어드레스를 향해 발행할 수 있는 논 스누프 요청을 지원할 수 있다. 그러한 요청의 예는 다른 잠재적인 예들 중에서, 메모리로부터 판독 전용 라인을 요청하는 논-스누프 판독, 라인을 메모리에 기록하는 논-스누프 기록, 및 마스크에 따라서 라인을 메모리에 기록하는 기록을 포함할 수 있다.
일 예에서, HPI 코히어런스 프로토콜에서 네 가지의 일반적인 형태의 응답 메시지, 즉 데이터, 완료, 스누프, 및 포워드가 정의될 수 있다. 소정의 데이터 메시지는 추가적인 완료 표시를 전달할 수 있으며 소정의 스누프 응답은 데이터를 전달할 수 있다. 응답 메시지는 RSP 가상 채널을 사용할 수 있으며, 통신 패브릭은 순차적 완료 응답들 및 포워드 응답들 중에서 적절한 메시지 전달 순서를 유지할 수 있다.
표 4는 일 예의 HPI 코히어런스 프로토콜에 의해 지원되는 적어도 몇 가지의 잠재적인 응답 메시지들의 목록을 포함한다.
Figure pat00004
일 예에서, 데이터 응답은 요청 코히어런스 에이전트를 목표로 할 수 있다. 홈 에이전트는 데이터 응답 중 임의의 응답을 송신할 수 있다. 코히어런스 에이전트는 순차적 완료 표시를 갖지 않은 데이터 응답만을 송신할 수 있다. 또한, 코히어런스 에이전트는 스누프 요청을 처리하는 결과로서만 데이터 응답을 송신하도록 제한될 수 있다. 조합된 데이터 및 완료 응답은 항시 순차적-완료 형식을 가질 수 있으며 통신 패브릭에 의한 포워드 응답 그대로의 순서로 유지될 수 있다.
HPI 코히어런스 프로토콜은 일반적인 비순차적 완료 메시지 및 코히어런스-특정 순차적 완료 메시지를 사용할 수 있다. 홈 에이전트는 코히어런트 요청에 대한 완료 응답을 송신할 수 있으며 완료 응답은 전형적으로 코히어런스 에이전트를 향해 예정될 수 있다. 순차적 완료 응답은 통신 패브릭에 의한 포워드 응답 그대로의 순서대로 유지될 수 있다.
스누프 응답은 코히어런스 에이전트에 의해, 구체적으로는 스누프 요청을 처리한 것에 대한 응답으로 송신될 수 있으며, 스누프 요청을 처리하는 홈 에이전트를 목표로 한다. destNID는 보통 (스누프 요청 내 어드레스로부터 결정되는) 홈 에이전트이며 포함된 TID는 그 요청을 처리하기 위해 할당된 홈 에이전트의 자원의 것이다. 명령에서 "Wb"가 붙은 스누프 응답은 수정된 캐시 라인의 묵시적 라이트백의 응답이며, 이러한 응답은 캐시 라인 데이터를 전달할 수 있다. (묵시적 라이트백은 코히어런스 에이전트가 다른 에이전트의 요청으로 인해 만든 것을 포함할 수 있으며, 반면에 다른 요청은 코히어런스 에이전트에 의해 그의 요청 자원들을 이용하여 명시적으로 만들어진다.)
코히어런스 에이전트는 스누프 요청이 미처리 요청과 충돌할 때 포워드 요청을 생성할 수 있다. 포워드 요청은 스누프를 생성한 홈 에이전트를 목표로 하는데, 이 홈 에이전트는 스누프 요청 내 어드레스로부터 결정된다. 그래서, destNID는 홈 에이전트이다. 포워드 요청은 또한 원래의 요청을 처리하기 위해 할당된 홈 에이전트의 자원의 TID 및 포워드 요청을 생성하는 코히어런스 에이전트의 NID를 포함할 수 있다.
HPI 코히어런스 프로토콜은 단일의 포워드 응답, FwdCnfltO을 지원할 수 있다. 홈 에이전트는 수신한 모든 포워드 요청에 대하여 포워드 응답을 송신하되 포워드 요청의 peerNID 필드 내의 코히어런스 에이전트에게 송신할 수 있다. 포워드 응답은 캐시 라인 어드레스를 전달할 수 있으며 그래서 코히어런스 에이전트는 메시지를 그가 할당한 포워드 자원에 매칭시킬 수 있다. 포워드 응답 메시지는 요청 에이전트의 NID를 전달할 수 있지만, 몇몇 사례에서는 요청 에이전트의 TID를 전달하지 않을 수 있다. 만일 코히어런스 에이전트가 포워드 응답을 위해 캐시-투-캐시 전송을 지원하고자 하면, 스누프를 처리할 때 요청 에이전트의 TID를 저장하여 포워드 요청을 송신할 수 있다. 충돌 해결을 지원하기 위하여, 통신 패브릭은 포워드 응답과 동일한 목적지 코히어런스 에이전트로 그 이전에 송신된 모든 순차적 완료 간의 순서를 유지할 수 있다.
일부 시스템에서, "RTID"가 홈 에이전트 내 자원을 나타내고 캐싱 에이전트가 새로운 코히어런스 요청을 생성할 때 시스템-구성된 풀(pool)로부터의 RTID를 할당한다는 점에서 홈 에이전트 자원은 사전에 할당된다. 그러한 방식은 임의의 특정 캐싱 에이전트가 홈 에이전트에 대하여 가질 수 있는 활성 요청들의 개수를 시스템에 의해 주어진 RTID의 개수로 한정할 수 있고, 이는 캐싱 에이전트들 사이에서 홈 자원을 통계적으로 효과적으로 나눌 수 있게 한다. 다른 잠재적인 문제들 중에서, 그러한 방식은 자원들의 비효율적인 할당이라는 결과를 가져올 수 있으며 요청 처리량을 지원하는 홈 에이전트를 적절하게 크기를 매기는 것은 대형 시스템에서 비현실적일 수 있다. 예를 들어, 그러한 방식은 캐싱 에이전트에게 RTID 풀 관리를 강제할 수 있다. 또한, 일부 시스템에서, 캐싱 에이전트는 홈 에이전트가 트랜잭션을 완전히 처리할 때까지 RTID를 재사용하지 않을 수 있다. 그러나, 홈 에이전트가 모든 처리를 완료할 때까지 기다린다고 해서 반드시 캐싱 에이전트를 저지할 수 있는 것은 아니다. 또한, 다른 문제들 중에서, 프로토콜에서 어떤 흐름은 홈 에이전트 해제 통보 이후 캐싱 에이전트가 RTID를 유지하는 것을 포함할 수 있고, 그래서 그들의 성능을 더 저지하게 된다.
일부 구현예에서, 홈 에이전트는 캐시 에이전트로부터 요청이 도달할 때 그들의 자원을 할당할 수 있게 할 수 있다. 그러한 예에서, 홈 에이전트 자원 관리는 코히어런스 에이전트 로직과 별도로 유지될 수 있다. 일부 구현예에서, 홈 자원 관리 및 코히어런스 에이전트 로직은 적어도 부분적으로 섞여 있을 수 있다. 일부 예에서, 코히어런스 에이전트는 홈 에이전트가 동시에 처리할 수 있는 것 보다 더 많은 홈 에이전트에 대한 미해결 요청을 갖고 있을 수 있다. 예를 들어, HPI는 요청들이 통신 패브릭에서 줄지어 대기하게 할 수 있다. 또한, 자원이 이용 가능해질 때까지 들어오는 요청을 차단하는 홈 에이전트에 의해 야기되는 데드록을 방지하기 위하여, HPI 코히어런스 프로토콜은 활성 트랜잭션들이 확실하게 완료에 도달하도록 하기 위해 다른 메시지들이 차단되는 요청들을 빙 돌아서 진행할 수 있게 보장하도록 구성될 수 있다.
일 예에서, 자원 관리는 요청을 수신하는 에이전트가 그 요청을 처리할 자원을 할당할 수 있게 함으로써 지원될 수 있고, 요청을 보내는 에이전트는 그 요청에 대한 모든 응답에 각각의 자원을 할당한다. HTID는 홈 에이전트가 일부 프로토콜 메시지에 포함된 소정의 요청에 대하여 할당하는 자원을 나타낼 수 있다. 다른 예들 중에서, 스누프 요청 및 포워드 응답 내 (RNID/RTID와 함께) HTID는 홈 에이전트로의 응답뿐만 아니라 요청 에이전트로의 데이터 포워딩을 지원하는데 사용될 수 있다. 또한, HPI는 요청 에이전트가 그의 RTID 자원을 재사용하기에 안전하다고 결정될 때, 순차적 완료(an ordered complete (CmpO))를 조기에(early), 즉 홈 에이전트가 요청을 처리 완료하기 전에 송신하는 기능을 지원할 수 있다. 유사한 RNID/RTID를 가진 스누프들의 일반적인 처리 또한 프로토콜에 의해 정의될 수 있다.
예시적인 일 예에서, 특정 요청의 트래커 상태가 비지(busy)일 때, 디렉토리 상태는 홈 에이전트가 응답을 송신할 수 있을 시기를 결정하는데 사용될 수 있다. 예를 들어, 무효 디렉토리(an Invalid directory) 상태는 어느 미해결 스누프 응답도 없음을 표시하는 RdCur 요청을 제외하고는 응답이 송신되게 할 수 있다. 미지의 디렉토리(Unknown directory) 상태는 모든 피어 에이전트들이 스누프되었고 이들의 모든 응답들이 응답이 송신될 수 있기 전에 수집되었음을 표시할 수 있다. 배타적 디렉토리(Exclusive directory) 상태는 소유자가 스누프될 예정이고 모든 응답들이 응답이 송신되기 전에 수집되었음을 표시할 수 있고, 아니면 만일 요청 에이전트가 소유자이면, 응답은 즉시 송신될 수 있다. 공유된 디렉토리(Shared directory) 상태는 무효화 요청(예를 들면, RdInv* 또는 Inv*)이 모든 피어 에이전트들을 스누프하였고 모든 스누프 응답들을 수집하였음을 명시할 수 있다. 특정 요청의 트래커 상태가 라이트백 버퍼링될 때(WbBuffered), 홈 에이전트는 데이터 응답을 송신할 수 있다. 요청의 트래커 상태가 (홈 에이전트가 이미 데이터 응답을 송신하였음을 표시하는) DataSent 또는 (피어가 라인의 카피를 전송하였음을 표시하는) DataXfrd일 때, 홈 에이전트는 완료 응답을 송신할 수 있다.
앞에서 설명한 것과 같은 예에서, 홈 에이전트는 모든 스누프 응답들이 수집되기 전에 데이터 및 완료 응답을 송신할 수 있다. HPI 인터페이스는 이러한 "조기" 응답을 가능하게 한다. 조기에 데이터 및 완료를 송신할 때, 홈 에이전트는 그가 요청에 할당한 자원을 해제하기 전에 모든 미해결 스누프 응답들을 수집할 수 있다. 또한 홈 에이전트는 모든 스누프 응답들이 수집될 때까지 동일한 어드레스로의 추가적인 표준 요청들을 계속하여 차단할 수 있고, 그런 다음 자원을 해제할 수 있다. 다른 예들 중에서, Busy 또는 WbBuffered 상태로부터 응답 메시지를 송신하는 홈 에이전트는 메시지를 송신하는 (예를 들면 HPI 코히어런스 프로토콜의 정식 사양을 구체화하는 한 세트의 프로토콜 테이블에 포함되어 있는) 서브-액션 테이블을 사용할 수 있으며 디렉토리 상태를 업데이트하는 방법에 관한 서브 액션 테이블을 사용할 수 있다. 일부 사례에서, 조기 완료는 홈 노드에 의해 사전-할당 없이 수행될 수 있다.
일 실시예에서, HPI 코히어런스 프로토콜은 사전-할당되는 홈 자원 및 순차적 요청 채널 중 어느 하나 또는 둘 다의 사용을 생략할 수 있다. 그러한 구현예에서, HPI RSP 통신 채널 상의 특정 메시지는 정렬될 수 있다. 예를 들어, 구체적으로 홈 에이전트로부터 코히어런스 에이전트로 송신될 수 있는 "순차적 완료" 및 "포워드 응답" 메시지가 제공될 수 있다. 홈 에이전트는 모든 코히어런트 판독 및 무효 요청(뿐만 아니라 캐시-코히어런스 충돌에서 포함되지 않은 NonSnpRd 요청과 같은 다른 요청)에 대해 순차적 완료(CmpO 또는 Data_*_CmpO)를 송신할 수 있다.
홈 에이전트는 충돌을 표시하기 위한 포워드 요청(RspCnFlt)을 송신하는 코히어런스 에이전트로 포워드 응답(FwdCnfltO)을 송신할 수 있다. 코히어런스 에이전트는 미해결 판독 또는 무효 요청을 가질 때마다 그리고 요청과 동일한 캐시 라인으로 들어오는 스누프 요청을 검출할 때마다 포워드 요청을 생성할 수 있다. 코히어런스 에이전트가 포워드 응답을 수신할 때, 미해결 요청의 현재 상태를 체크하여 원래의 스누프를 처리하는 방법을 결정한다. 홈 에이전트는 포워드 응답을 송신하여 완료(CmpO 또는 Data_*_CmpO)에 따라 정렬되게 할 수 있다. 코히어런스 에이전트는 스누프에 포함된 정보를 활용하여 코히어런스 에이전트가 포워드 응답을 처리하는데 도울 수 있다. 예를 들어, 포워드 응답은 임의의 "타입" 정보 및 어느 RTID도 포함하지 않을 수 있다. 포워드 응답의 특성은 선행 스누프(들)로부터 구한 정보로부터 유도될 수 있다. 또한, 코히어런스 에이전트는 그의 "포워드 자원들" 모두가 포워드 응답을 기다리고 있을 때 미해결 스누프 요청들을 차단할 수 있다. 일부 구현예에서, 각각의 코히어런스 에이전트는 적어도 하나의 포워드 자원을 갖도록 설계될 수 있다.
일부 구현예에서, 통신 패브릭 요건은 라우팅 계층에 의존할 수 있다. 일 실시예에서, HPI 코히어런스 프로토콜은 라우팅 계층에 특정한 하나의 통신 패브릭 요건을 갖고 있다. 코히어런스 프로토콜은 라우팅 계층에 의거하여 팬아웃 스누프(SnpF* opcodes - Snoop (SNP) Channel Messages")를 코히어런스 에이전트들의 팬아웃 세트에 속한 모든 요청의 피어들에 적절한 스누프들로 전환할 수 있다. 팬아웃 세트는 프로토콜 계층에 의해 공유되는 라우팅 계층의 구성 파라미터이다. 이러한 코히어런스 프로토콜 사양에서, 이것은 홈 에이전트 구성 파라미터로서 기술된다.
전술한 일부 구현예에서, HPI 코히어런스 프로토콜은 네 가지 가상 채널들, 즉 REQ, WB, SNP, and RSP을 활용할 수 있다. 가상 채널들은 종속성 순환(dependency cycles)을 풀고 데드록을 방지하기 위해 사용될 수 있다. 일 실시예에서, 모든 메시지는 중복(duplication) 없이 모든 가상 채널을 통해 전달될 수 있고 순서 요건은 RSP 가상 채널을 통해 전달될 수 있다.
일부 구현예에서, 통신 패브릭은 특정 완료 메시지들 및 FwdCnfltO 메시지 간의 순서를 보존하도록 구성될 수 있다. 완료 메시지들은 CmpO 메시지 및 CmpO가 붙은 임의의 데이터 메시지(Data_*_CmpO)이다. 이러한 메시지들은 모두 함께 "순차적 완료 메시지들"이다. 순차적 완료 응답들과 FwdCnfltO 메시지 간의 개념적인 요건은 FwdCnfltO가 순차적 완료를 "통과"시키지 않는다는 것이다. 보다 구체적으로 말해서, 다른 잠재적인 예들 중에서, 만일 홈 에이전트가 순차적 완료 응답을 송신한 다음 FwdCnfltO 메시지를 송신하고 두 메시지들이 동일한 코히어런스 에이전트를 향해 예정되어 있으면, 통신 패브릭은 FwdCnfltO에 앞서 순차적 완료 응답을 전달한다.
본 명세서에서 프로토콜 흐름의 일부 예들이 기술되었지만, 기술된 예들은 단지 프로토콜에 대한 직관적인 느낌을 주려는 것이며 반드시 프로토콜이 발휘할 수 있는 가능한 모든 시나리오와 거동을 망라하려는 것이 아니라는 것을 인식하여야 한다.
충돌은 하나를 초과하는 코히어런스 에이전트로부터 동일한 캐시-라인 어드레스로의 요청들이 대략 동일한 시간에 생성할 때 생성할 수 있다. 특정 예로서, 충돌은 코히어런스 에이전트의 표준 요청을 위한 스누프가 동일한 어드레스로의 미해결 요청을 가진 피어 코히어런스 에이전트에 도달할 때 생성할 수 있다. 각각의 스누프는 충돌 시 종료할 수 있기 때문에, 단일의 요청은 복수의 충돌을 가질 수 있다. 충돌을 해결하는 것은 홈 에이전트, 코히어런스 에이전트, 그리고 통신 패브릭 사이의 협력적 노력일 수 있다. 그러나, 일차적인 책임은 충돌하는 스누프들을 검출하는 코히어런스 에이전트에 있다.
일 실시예에서, 홈 에이전트, 코히어런스 에이전트, 및 통신 패브릭은 충돌을 성공적으로 해결하는데 조력하도록 구성될 수 있다. 예를 들면, 홈 에이전트는 한번에 어드레스 당 단 하나의 요청에 대해 미해결 스누프들을 가질 수 있고, 그래서 특정 어드레스에 대하여, 홈 에이전트는 단 하나의 요청에 대해 미해결 스누프들을 가질 수 있다. 이것은 서로 충돌하는 두 요청을 포함하는 경합 조건의 가능성을 배제하도록 작용할 수 있다. 또한 이것은 코히어런스 에이전트가 충돌을 검출하였으나 아직 이를 해결하지 않은 후에는 동일한 어드레스로의 다른 스누프를 보지 않을 것을 보장할 수 있다.
다른 예에서, 코히어런스 에이전트가 활성의 표준 요청과 매칭하는 어드레스를 갖는 스누프를 처리할 때, 코히어런스 에이전트는 포워드 자원을 할당하고 포워드 요청을 홈 에이전트에게 송신할 수 있다. 동일한 어드레스로의 스누프를 수신하는 미해결 표준 요청을 가진 코히어런스 에이전트는 RspCnflt 스누프 응답을 이용하여 응답할 수 있다. 이러한 응답은 홈 에이전트로 보내는 포워드 요청일 수 있다. 메시지는 요청이기 때문에, 이를 송신하기 전에, 코히어런스 에이전트는 자원을 할당하여 홈 에이전트가 송신할 응답을 처리할 수 있다. (몇몇 사례에서, 코히어런스 에이전트는 코히어런스 에이전트가 포워드 자원을 모두 소진했을 때 스누프들이 충돌하는 것을 막아준다.) 코히어런스 에이전트는 포워드 응답을 처리할 때 사용할 충돌 스누프에 관한 정보를 저장할 수 있다. 충돌을 검출한 후 그리고 포워드 응답을 처리할 때까지, 코히어런스 에이전트는 동일한 어드레스로의 다른 스누프를 상관하지 않도록 보장받을 수 있다.
일부 예에서, 홈 에이전트가 포워드 요청을 수신할 때, 홈 에이전트는 스누프 응답을 기록하지 않는다. 그 대신에, 홈 에이전트는 충돌하는 코히어런스 에이전트에게 포워드 응답을 송신할 수 있다. 일 예에서, 포워드 요청(RspCnflt)은 스누프 응답처럼 보이지만 홈 에이전트는 이것을 그렇게 취급하지 않는다. 홈 에이전트는 메시지를 스누프 응답으로서 기록하지 않고, 그 대신 포워드 응답을 송신한다. 구체적으로, 홈 에이전트가 수신하는 매 포워드 요청(RspCnflt) 마다, 홈 에이전트는 포워드 응답(FwdCnfltO)을 요청 코히어런스 에이전트에게 송신한다.
HPI 통신 패브릭은 포워드 응답들 및 홈 에이전트와 목표로 하는 코히어런스 에이전트 사이에서 순차적 완료들을 순서화한다. 따라서 패브릭은 충돌하는 코히어런스 에이전트에서 초기의 충돌을 나중의 충돌과 구별하도록 기능할 수 있다. 시스템-레벨의 관점에서 볼 때, 초기의 충돌은 홈 에이전트가 아직 처리하지 않은 요청에 스누프가 맞닥뜨릴 때 생성하며, 나중의 충돌은 홈 에이전트가 이미 처리한 요청에 스누프가 맞닥뜨릴 때 생성한다. 홈 에이전트의 관점에서 볼 때, 초기의 충돌은 홈 에이전트가 아직 수신하지 않은 또는 처리를 시작하지 않은 요청에 현재 활성중인 요청의 스누프가 맞닥뜨릴 때 생성하고, 나중의 충돌은 이미 처리한 요청에 스누프가 맞닥뜨릴 때 생성한다. 즉, 나중의 충돌은 홈 에이전트가 이미 완료 응답을 송신한 요청과 맞물려 있다. 그래서, 홈 에이전트가 나중의 충돌에 대해 포워드 요청을 수신할 때, 홈 에이전트는 이미 충돌하는 에이전트의 미해결 요청에 대한 완료 메시지를 송신하였을 것이다. 홈 에이전트로부터 코히어런스 에이전트까지의 순서화된 완료 응답들 및 포워드 응답들을 정렬함으로써, 코히어런스 에이전트는 그의 충돌 요청의 처리 상태에 의해 충돌이 초기에 또는 나중에 있었는지를 결정할 수 있다.
코히어런스 에이전트가 포워드 응답을 수신할 때, 코히어런스 에이전트는 그의 충돌하는 요청의 상태를 사용하여 그 충돌이 초기에 또는 나중에 있었는지 그리고 언제 원래 스누프를 처리할지를 결정한다. 통신 패브릭의 정렬 요건 때문에, 충돌하는 요청은 그 충돌이 초기에 또는 나중에 있었는지를 표시한다. 만일 완료가 수신되었다고 요청 상태가 표시하면, 이것은 나중의 충돌이며, 그렇지 않으면 이것은 초기의 충돌이다. 대안으로, 만일 요청이 아직 그의 응답(들)을 기다리고 있는 중이라고 요청 상태가 표시하면, 이것은 초기의 충돌이며, 그렇지 않으면, 이것은 나중의 충돌이다. 충돌의 타입은 언제 스누프를 처리할지를 결정한다. 즉, 코히어런스 에이전트의 관점에서 보면, 초기의 충돌은 스누프가 에이전트의 충돌하는 요청에 앞서 요청을 처리하는 것을 의미하고, 나중의 충돌은 에이전트의 충돌하는 요청 다음에 요청이 처리되는 것을 의미한다. 순서화가 이루어지면, 초기 충돌에 대하여, 코히어런스 에이전트는 즉시 원래의 스누프를 처리하며; 나중의 충돌에 대하여, 코히어런스 에이전트는 충돌하는 요청이 그의 (판독을 위한) 데이터를 수신할 때까지 그리고 그의 프로세서가 스누프를 처리하기 전에 완료된 요청에 의거하여 행동할 기회를 가질 때까지 기다린다. 충돌하는 스누프가 처리될 때, 코히어런스 에이전트는 홈 에이전트가 최종 기록할 스누프 응답을 생성할 것이다.
라이트백 요청을 하는 모든 충돌들은 나중 충돌일 수 있다. 코히어런스 에이전트의 관점에서 나중 충돌은 에이전트의 요청이 스누프의 요청 다음에 처리될 때이다. 이러한 정의에 의하면, 라이트백 요청을 하는 모든 충돌들은 라이트백이 처음에 처리되기 때문에 나중 충돌로서 취급될 수 있다. 그렇지 않으면, 데이터 일치성 및 일관성은 만일 홈 에이전트가 메모리로의 라이트백 커미트 다음에 요청을 처리하였을 경우에는 맞지 않을 수 있다. 라이트백을 가진 모든 충돌들이 나중의 충돌이라 간주되기 때문에, 코히어런스 에이전트는 미해결 라이트백 요청이 완료될 때까지 스누프들이 충돌하지 않도록 구성될 수 있다. 또한, 라이트백은 포워드들이 처리되지 못하게도 할 수 있다. 다른 예들 중에서, 활성 라이트백에 의해 포워드들을 막는 것은 또한 캐시 불가한 저장소들을 지원하기 위한 프로토콜 요건으로서 구현될 수 있다.
코히어런스 에이전트가 그의 캐시를 스누프하는 요청을 수신하면, 코히어런스 에이전트는 코히어런스 프로토콜이 이를 허용할 것인지를 먼저 체크할 수 있고, 그런 다음 스누프를 처리하고 응답을 생성할 수 있다. 하나 이상의 상태 테이블들이 프로토콜 사양을 정의하는 한 세트의 상태 테이블 내에 정의될 수 있다. 하나 이상의 상태 테이블들은 언제 코히어런스 에이전트가 스누프를 처리할지 그리고 코히어런스 에이전트가 캐시를 스누프할지 또는 그 대신 충돌 포워드 요청을 생성할지를 명시할 수 있다. 일 예에서, 코히어런스 에이전트가 스누프를 처리하는 두 가지 조건이 있다. 첫째 조건은 코히어런스 에이전트가 스누프 어드레스로의 REQ 요청(Rd* 또는 Inv*)을 가질 때 그리고 코히어런스 에이전트가 이용 가능한 포워드 자원을 가질 때이다. 이 경우, 코히어런스 에이전트는 포워드 요청(RspCnflt)을 생성하여야 한다. 두 번째 조건은 코히어런스 에이전트가 스누프 어드레스로의 REQ, Wb*, 또는 EvctCln 요청을 가지고 있지 않을 때이다. 상태 테이블은 코히어런스 에이전트가 그러한 각각의 조건에 따라서 어떻게 스누프를 처리하는지를 정의할 수 있다. 일 예에서, 다른 조건 하에서, 코히어런스 에이전트는 포워드 자원이 이용 가능해질 때 까지(제 1 조건) 또는 블록킹 Wb* 또는 EvctCln가 그의 CmpU 응답을 수신할 때까지(제 2 조건) 스누프를 차단할 수 있다. NonSnp* 요청은 스누프 처리에 영향을 미치지 않을 수 있으며 코히어런스 에이전트는 스누프를 어떻게 처리할지 또는 차단할지 결정할 때 NonSnp* 엔트리들을 무시할 수 있다는 것을 주목하자.
포워드 요청을 생성할 때, 코히어런스 에이전트는 포워드 응답에 필요한 자원을 예약할 수 있다. 일 예에서, HPI 코히어런스 프로토콜은 (최소한 한 개 이외의) 최소 개수의 포워드 응답 자원들을 필요로 하지 않을 수 있으며 코히어런스 에이전트가 이용 가능한 어느 포워드 응답 자원도 가지고 있지 않을 때 코히어런스 에이전트로 하여금 스누프를 차단할 수 있게 할 수 있다.
코히어런스 에이전트가 그의 캐시에서 스누프를 처리하는 방법은 스누프 타입과 현재의 캐시 상태에 달려 있을 수 있다. 그러나, 특정 스누프 타입과 캐시 상태에 대해, 많은 허용된 응답이 있을 수 있다. 예를 들면, 다른 예들 중에서, 충돌하지 않는 SnpMigr을 수신하는(또는 SnpMigr 다음에 포워드 응답을 처리하는) 완전 수정된 라인을 가진 코히어런스 에이전트는 다음 중 임의의 것을 수행할 수 있다: 즉, S로 등급을 낮추고, 묵시적 라이트백을 홈에게 송신하고 Data_F를 요청자에게 송신하기; S로 등급을 낮추고, 묵시적 라이트백을 홈에게 송신하기; I로 등급을 낮추고, Data_M을 요청자에게 송신하기; I로 등급을 낮추고, 묵시적 라이트백을 홈에게 송신하고 Data_E를 요청자에게 송신하기; I로 등급을 낮추고, 묵시적 라이트백을 홈에게 송신하기.
HPI 코히어런스 프로토콜은 코히어런스 에이전트로 하여금 부분 마스크를 갖는 수정된 라인을 그의 캐시에 저장하게 한다. 그러나, M 카피들에 대해 모든 로우(row)들은 풀(Full) 또는 엠프티(Empty) 마스크를 필요로 할 수 있다. 일 예에서, HPI 프로토콜은 부분 라인들의 묵시적 라이트백을 제한할 수 있다. 스누프 요청(또는 포워드 응답)으로 인한 부분 M 라인을 내보내고자 하는 코히어런스 에이전트는 먼저 묵시적 라이트백을 시작하고 묵시적 라이트백이 완료될 때까지 스누프(또는 포워드)를 차단할 수 있다.
포워드 응답에 필요한 정보 저장하기: 일 실시예에서, HPI 코히어런스 프로토콜은 코히어런스 에이전트로 하여금 발송 요청 버퍼(outgoing request buffer (ORB))로부터 포워드 응답 정보를 저장하게 한다. 정보를 분리하는 것은 충돌 시 포함되는 엔트리와 무관하게, 응답들이 모두 수집될 때 ORB가 ORB 자원 및 RTID를 해제하게 한다. 상태 테이블들은 포워드 응답을 위해 저장할 정보가 무엇인지 그리고 무슨 조건 하에서 그리 하는지를 명시하기 위해 사용될 수 있다.
HPI 코히어런스 프로토콜에서 포워드 응답은 요청 에이전트의 NID, 및 홈 TID를 포함할 수 있다. 포워드 응답에는 원래 스누프 타입 또는 RTID가 포함되지 않는다. 코히어런스 에이전트는 포워드 응답과 함께 사용하고자 하면 포워드 타입 및 RTID를 저장할 수 있으며, 코히어런스 에이전트는 들어오는 포워드 응답을 적절한 포워드 엔트리와 매칭하기 위해(그리고 홈 NID를 생성하기 위해) 어드레스를 사용할 수 있다. 포워드 타입을 저장하는 것은 옵션일 수 있다. 아무 타입도 저장되지 않으면, 코히어런스 에이전트는 FwdInv 타입을 갖는 것으로서 포워드 응답을 처리할 수 있다. 마찬가지로, RTID를 저장하는 것은 옵션일 수 있으며 코히어런스 에이전트가 포워드 응답을 처리할 때 캐시-투-캐시 전송을 지원할 때만 생성할 수 있을 뿐이다.
앞에서 언급한 바와 같이, 코히어런스 에이전트는 스누프 요청이 미해결 요청과 충돌할 때 포워드 요청을 생성할 수 있다. 포워드 요청은 스누프 요청 내 어드레스로부터 결정될 수 있는 스누프를 생성한 홈 에이전트를 목표로 한다. 그래서, destNID는 홈 에이전트를 식별할 수 있다. 포워드 요청은 또한 원래 요청을 처리하기 위해 할당된 홈 에이전트의 자원의 TID 및 포워드 요청을 생성하는 코히어런스 에이전트의 NID를 포함할 수 있다.
일 실시예에서, 코히어런스 에이전트는 데이터 일관성을 유지하기 위해 라이트백 요청에 대하여 포워드를 차단할 수 있다. 코히어런스 에이전트는 또한 라이트백 요청을 사용하여 캐시 불가한(uncacheable; UC) 데이터를 커미트한 다음 포워드를 처리할 수 있으며 또한 코히어런스 에이전트로 하여금 포워드를 위한 부분적 묵시적 라이트백을 지원하는 프로토콜 대신 부분적 캐시 라인을 라이트백하게 할 수 있다. 실제로, 일 실시예에서, 코히어런스 에이전트는 (비록 M 카피가 풀 또는 엠프티 마스크를 포함하고 있을지라도) 부분적 마스크를 이용하여 수정된 라인을 그의 캐시 내에 저장하도록 허용될 수 있다.
일 예에서, 초기의 충돌은 임의의 요청이 수신되기 전에 미해결 표준 요청에 직면하는 포워드 응답에 의해 해결될 수 있다. 일 예에서, 대응하는 프로토콜 상태 테이블은 표준 요청 엔트리가 그대로 ReqSent 상태에 있는 한 포워드 응답이 처리될 수 있다는 것을 명시할 수 있다. 나중의 충돌은 미해결 요청이 그의 완료 응답을 수신한 이후에 도달하는 포워드 응답에 의해 해결될 수 있다. 이런 일이 일어날 때, 요청은 마무리되었을 것이거나(이미 그의 데이터를 수신하였거나 Inv* 요청이었거나) 또는 엔트리는 그의 RcvdCmp 상태에 있다. 만일 요청이 여전히 그의 데이터를 기다리고 있으면, 코히어런스 에이전트는 그 데이터가 수신(및 사용)될 때까지 포워드를 막고 있어야 한다. 만일 충돌하는 Rd* 또는 Inv * 요청이 마무리되었으면, 포워드 응답은 코히어런스 에이전트가 캐시 라인의 명시적 라이트백을 시작하지 않는 한 처리될 수 있다. 코히어런스 에이전트가 동일 어드레스로의 포워드 응답(또는 스누프 요청)을 가지고 있는 동안 코히어런스 에이전트가 명시적 라이트백을 시작하도록 허가 받을 수 있으며, 그래서 부분적인 라인(예를 들면, 부분적으로 수정된 라인으로 스누프 요청") 또는 캐시 불가한 저장소가 적절하게 메모리로 커미트된다.
도 7을 참조하면, 일 예의 충돌 관리 방식의 제 1 예가 도시된다. 제 1 캐시(또는 코히어런스) 에이전트(705)는 결과적으로 메모리(715)를 판독하게 되는, 데이터의 특정 라인에 대한 판독 요청을 홈 에이전트(710)에 송신할 수 있다. 캐시 에이전트(705)에 의한 판독 요청 직후, 다른 하나의 캐시 에이전트(720)가 동일 라인의 소유권 요청(a request for ownership (RFO))을 한다. 그러나, 홈 에이전트(710)는 캐시 에이전트(720)로부터 RFO를 수신하기 전에 캐시 에이전트(705)로 Data_S_CmpO를 송신하였다. RFO는 스누프(SnpFO)가 캐시 에이전트(705)(는 물론이고 다른 캐시 에이전트들)에게 송신되게 할 수 있으며, 이 스누프는 제 1 캐시 에이전트(705)에 의해 완료 Data_S_CmpO를 수신하기 전에 수신된다. 캐시 에이전트(705)는, 스누프 SnpFO를 수신하면, 그의 원래 판독 요청에서 요청된 메모리의 라인과 관련된 잠재적 충돌을 식별할 수 있고 SnpFO에 응답함으로써 포워드 응답 충돌 메시지(RspCnflt)를 이용하여 홈 에이전트(710)에게 충돌을 통지할 수 있다. 홈 에이전트(710)는 포워드 응답 RspCnflt에 응답하여 포워드 응답(FwdCnfltO)을 송신할 수 있다. 이후 캐시 에이전트(705)는 공유된 데이터 완료 Data_S_CmpO를 수신하고 I 상태에서 S 상태로 천이할 수 있다. 그런 다음 캐시 에이전트(705)에 의해 포워드 응답 FwdCnfltO이 수신될 수 있으며 캐시 에이전트(705)는 포워드 응답 RspCnflt의 송신을 촉발했던 스누프 SnpFO에 기초하여 포워드 응답 메시지 FwdCnfltO에 어떻게 응답할지를 결정할 수 있다. 이 예에서, 캐시 에이전트(705)는 예를 들어, 포워드 응답 메시지 FwdCnfltO에 대한 응답을 결정하기 위해 프로토콜 상태 테이블을 참고할 수 있다. 도 7의 특정 예에서, 캐시 에이전트(705)는 F-상태로 천이할 수 있으며 Data_S_CompO 메시지에 실려 홈 에이전트(710)로부터 수신한 데이터의 S-카피를 Data_F 메시지에 실어 제 2 캐시 에이전트(720)에게 송신할 수 있다. 제 1 캐시 에이전트(705)는 또한 응답 메시지 RspFwdS를 홈 에이전트(710)에게 송신하여 홈 에이전트(710)에게 제 1 캐시 에이전트가 그의 데이터의 카피를 제 2 캐시 에이전트와 공유하고 있다고 통지할 수 있다.
도 8의 간략화된 흐름도에서 도시된 다른 예시적인 예에서, 제 1 캐시 에이전트(705)는 메모리의 특정 라인의 소유권 요청(RFO)을 홈 에이전트(710)로 송신할 수 있다. 그 직후, 제 2 캐시 에이전트는 M 상태에서 메모리의 동일 라인의 요청으로서 RdInvOwn 메시지를 홈 에이전트(710)로 송신할 수 있다. 제 1 캐시 에이전트(705)로부터의 RFO 메시지와 관련하여, 홈 에이전트(710)는 스누프(SnpFO)를 제 2 캐시 에이전트(720)로 송신할 수 있고, 제 2 캐시 에이전트(720)가 이를 두 RFO 및 RdInvOwn 요청을 받은 메모리의 라인과 관련되는 잠재적인 충돌로서 식별할 수 있다. 따라서, 제 2 캐시 에이전트(720)는 포워드 요청 RspCnflt을 홈 에이전트(710)로 송신할 수 있다. 홈 에이전트(710)는 제 2 캐시 에이전트(720)의 포워드 요청에 대해 포워드 응답을 이용하여 응답한다. 제 2 캐시 에이전트(720)는 원래 스누프 SnpFO에 포함된 정보에 기초하여 포워드 응답에 대한 응답을 결정한다. 이 예에서, 제 2 캐시 에이전트(720)는 제 2 캐시 에이전트(720)가 I-상태에 있음을 표시하는 스누프 응답 Rspl으로 응답한다. 홈 에이전트(710)는 스누프 응답 Rspl을 수신하고, 제 1 캐시 에이전트가 E-상태로 천이하게 하는 배타적 데이터 완료(data complete exclusive)(Data_E_CmpO)를 제 1 캐시 에이전트(705)로 송신하는 것이 적절하다고 결정한다. 완료를 송신한 후, 홈 에이전트(710)는 제 2 캐시 에이전트의 RdInvOwn 요청에 대하여 응답을 시작하여, 제 1 캐시 에이전트(705)의 스누프 요청 SnpInvO을 시작할 수 있다. 제 1 캐시 에이전트(705)는 결과적으로 스누프가 제 2 캐시 에이전트(720)에 의해 라인의 배타적 M-상태 카피를 획득하려는 요청이라고 식별할 수 있다. 결과적으로, 제 1 캐시 에이전트(705)는 M 상태로 천이하여 라인의 그의 카피를 (Data_M 메시지와 함께) M-상태 카피로서 제 2 캐시 에이전트(720)로 송신한다. 부가적으로, 제 1 캐시 에이전트(705)는 또한 라인의 카피가 제 2 캐시 에이전트(720)로 송신되었고 또한 제 1 캐시 에이전트가 I-상태로 천이하였다고(카피의 소유권이 제 2 캐시 에이전트(720)로 넘어 갔다고) 표시하는 응답 메시지 RspFwdI를 송신할 수 있다.
다음으로 도 9의 예를 참조하면, 다른 간략화된 플로우차트가 도시된다. 이 예에서, 캐시 에이전트(720)는 데이터를 (예를 들면, InvItoE 메시지를 통해) 수신하지 않고 캐시 불가(UC) 라인의 배타적 소유권을 요청하려 시도한다. 제 1 캐시 에이전트(705)는 E-상태에서 캐시 라인에 대한 완료 메시지(RdInv)를 송신한다. HPI 코히어런스 프로토콜은 만일 요청된 라인이 이미 M 상태에서 캐시되어 있는 경우, 라인이 메모리에 기록된 다음에 제 1 캐시 에이전트(705)의 RdInv에 응답하여 E데이터가 전달될 것이라고 명시할 수 있다. 홈 에이전트(710)는 InvItoE 요청에 대한 완료(CmpO)를 송신하고 RdInv 요청에 기초하여 스누프(SnpInv)를 캐시 에이전트(720)로 송신할 수 있다. 만일 캐시 에이전트(720)가 완료에 앞서 스누프를 수신하면, 캐시 에이전트(720)는 스누프가 그의 배타적 소유권 요청과 동일한 캐시 라인에 관련되어 있음을 식별하고 포워드 요청 RspCnflt을 통해 충돌을 표시할 수 있다. 앞의 예에서와 같이, 홈 에이전트(710)는 포워드 요청에 대하여 포워드 응답(FwdCnfltO)으로 응답하도록 구성될 수 있다. 포워드 응답으로 다수개의 허용 가능한 응답이 허용될 수 있다. 예를 들어, 도 9의 예에서 도시된 바와 같이, 캐시 에이전트(720)는 명시적 라이트백(예를 들면, WbMtoI)을 개시할 수 있으며 명시적 라이트백이 완료(예를 들면, CmpU) 될 때까지 스누프(또는 포워드)를 차단할 수 있다. 이후 캐시 에이전트는 스누프 응답(Rspl)을 완료할 수 있다. 그런 다음 다른 예들 중에서, 홈 에이전트(710)는 제 1 캐시 에이전트(705)의 RdInv 요청을 처리하고 완료 Data_E_CompO를 반환할 수 있다.
도 9의 예와 같이, 캐시 에이전트가 동일 어드레스에 대한 미해결 판독 또는 무효 요청을 가지고 있고 또한 부분 수정된 라인(종종 "매립된-M(buried-M)"이라고 지칭됨)을 캐시하였을 때 캐시 에이전트가 스누프를 수신하는 경우의 예에서, 일부 구현예에서, HPI 코히어런스 프로토콜은 에이전트로 하여금 1) 스누프를 방지하고 있는 동안 라인의 명시적 라이트백(부분적)을 수행하거나, 2) 포워드 요청(RspCnflt)을 홈 에이전트로 송신하게 한다. 만일 (1)이 선택되면, 에이전트는 라이트백에 대한 완료를 수신한 다음에 스누프를 처리한다. 만일 (2)가 선택되면, 에이전트는 그의 미해결 판독 또는 무효 요청이 아직도 응답을 기다리고 있고 에이전트가 부분 수정된 라인을 아직도 가지고 있는 동안 포워드 응답(FwdCnfltO)을 수신할 것이라는 것이 가능하다. 만일 그것이 그 경우라면, 프로토콜은 에이전트로 하여금 라인의 명시적 라이트백(부분적)을 수행하면서 포워드를 차단하게 한다. 라이트백 동안, 프로토콜은 에이전트가 미해결 판독 또는 무효 요청에 대한 응답을 확실하게 수신하지 못하게 한다. (에이전트가 미해결 판독 또는 무효 요청을 가지고 있을 때 조차도, 코히어런스 에이전트가 명시적 라이트백을 생성하게 하고 스누프 및 포워드를 차단하게 하는) 전술한 메커니즘은 또한 라이터(writer)가 전역적 확인가능성(global observability)을 획득한 다음에 부분적 또는 UC 기록이 메모리로 발송되도록 보장하는데 사용된다.
코히어런스 에이전트는 부분적/UC 기록에 대하여 두 단계 처리를 사용한다. 첫째, 코히어런스 에이전트는 캐시라인의 소유권을 가지고 있는지를 체크하고 그러하지 않은 경우 프로토콜에서 소유권(무효) 요청을 생성한다. 둘째, 코히어런스 에이전트는 기록을 수행한다. 첫 단계에서, 만일 코히어런스 에이전트가 소유권 요청을 수행하였으면, 그 요청은 그 라인에 대한 타 에이전트의 요청과 충돌할 것이 가능하고, 이는 에이전트가 소유권 요청이 미해결 중인 동안 스누프를 받을 수 있음을 의미한다. 코히어런스 프로토콜 요건에 대하여, 에이전트는 충돌하는 스누프에 대해 포워드 요청을 발행할 것이다. 포워드 응답을 기다리고 있는 동안, 에이전트는 소유권 요청의 완료를 수신할 수 있고, 이는 라인의 소유권을 에이전트에게 부여하여 그 에이전트로 하여금 부분/UC 기록을 위해 라이트백을 개시하게 한다. 이러한 일이 일어나는 동안, 에이전트는 에이전트가 또한 처리할 의무를 갖는 포워드 응답을 수신할 수 있다. 코히어런스 에이전트는 두 가지 행위를 연결하지 않을 수 있다. 그 대신에 코히어런스 에이전트는 포워드를 처리하는 것과 별도로 부분/UC 기록 데이터를 라이트백하고, 라이트백을 먼저 수행한다. 예를 들어, 다른 예들 및 특징들 중에서, 캐시 에이전트는 라이트백 요청을 사용하여 UC 데이터를 커미트한 다음 포워드를 처리하고 부분 캐시 라인을 라이트백한다.
일 실시예에서, HPI 코히어런스 프로토콜은 배타적-상태 데이터(Exclusive-state data)를 허용하는 판독 무효(a read invalidate)(RdInv) 요청을 지원할 수 있다. 캐시 불가한(UC) 판독의 시맨틱은 수정된 데이터를 메모리에 플러싱(flushing)하는 것을 포함한다. 그러나, 일부 아키텍처는 판독을 무효화하기 위해 M 데이터를 포워드하게 하는데, 이는 요청 에이전트가 M 데이터를 수신하면 라인을 일소해버리게 만든다. RdInv는 흐름을 간단하게 해주며 E 데이터가 포워드될 수 있게 하지 않는다. 예를 들어, 도 10의 예에 도시된 바와 같이, 홈 에이전트(710)의 디렉토리 상태는 어느 에이전트(예를 들면, 705, 710)도 라인의 카피를 갖고 있지 않다고 표시할 수 있다. 그러한 예에서, 홈 에이전트(710)는 데이터 및 완료 응답(들)을 즉시 송신할 수 있다. 만일 유효 디렉토리 상태가 어느 피어도 라인의 카피를 가질 수 없다고 표시한다면 HPI는 그와 똑같이 적용한다.
도 10의 예에 도시된 바와 같이, 일부 구현예에서, 에이전트는 캐시 에이전트(예를 들면, 705)가 메모리에 기록을 요청하는 동안 I-상태에 있다는 것 (또는 I-상태로 천이하였다는 것)을 나타내는 RspIWb 메시지를 이용하여 스누프에 응답할 수 있다. RspIWb는 유효 디렉토리 상태를 무효로 설정할 수 있으며 홈 에이전트(710)로 하여금 모든 피어들을 스누핑하지 않고 응답을 송신하게 한다. 도 10의 예에서, 제 2 캐시 에이전트(720)는 홈 에이전트 디렉토리가 미지의(Unknown) 상태에 있는 동안 RdInv 요청을 송신한다. 이에 대한 응답으로, 홈 에이전트(710)는 초기에 오직 제 1 캐시 에이전트(705)만을 스누프한다. 이 예에서, 제 1 캐시 에이전트(705)는 라인의 수정된 카피를 가지고 있으며 묵시적 라이트백(예를 들면, RspIWb)으로 응답한다. 홈 에이전트가 RspIWb 메시지를 수신할 때, 홈 에이전트는 어느 다른 에이전트도 라인의 카피를 가지고 있지 않다고 결정하고 캐시 에이전트(705)가 그의 캐시를 RspIWb를 통해 무효화하였다고 추가로 식별할 수 있다. 이에 응답하여, 홈 에이전트(710)는 디렉토리 상태를 무효로 설정할 수 있다. 디렉토리 상태가 무효이기 때문에, 홈 에이전트(710)는 메모리(715)로의 기록이 완료될 때까지 기다린 다음 데이터 및 완료 응답(들)(예를 들어, Data_E_CmpO)을 송신하고 캐시 에이전트(720)로부터의 요청을 위해 할당하였던 자원을 해제한다. 이 예에서, 홈 에이전트는 시스템 내 다른 캐시 에이전트의 스누핑을 건너뛸 수 있다. 실제로, 그러한 예에서, 도 11에 도시된 예에서 도시된 바와 같이, 홈 에이전트(예를 들면, 710)는 (예를 들면, 에이전트(705)에서 M-카피의 식별에 따라) 모든 스누프 응답을 수신하기 전에 데이터 및 완료 응답을 송신할 수 있다.
도 10 및 11의 예에서, 제 2 캐시 에이전트(720)가 홈 에이전트(710)로부터 Data_E_CmpO 응답을 수신할 때, 캐시 에이전트(720)는 데이터를 그의 캐시에 로드하고, 그의 캐시 상태를 E로 설정하며, 요청을 위해 할당한 자원 RTID를 해제할 수 있다. RTID를 해제한 후, 캐시 에이전트(720)는 새로운 요청을 위해 이를 재사용할 수 있다. 한편, 홈 에이전트(710)는 원래 RTID를 사용하는 요청에 대한 스누프들의 스누프 응답을 기다릴 수 있다. 스누프 메시지는 요청의 RTID 및 요청 에이전트의 NID를 포함할 수 있다. 그러므로, 캐시 에이전트(720)는 동일한 또는 상이한 홈 에이전트의 새로운 요청에 대해 RTID를 재사용할 수 있기 때문에 그리고 원래 요청의 스누프가 미해결 중인 동안 홈 에이전트가 새로운 요청의 스누프를 생성하기 때문에, 동일한 "고유" 트랜잭션 ID가 동일한 코히어런스 에이전트의 스누프에서 존재하는 것이 가능하다. 코히어런시 관점에서, 그럼에도 원래 요청의 스누프가 I 상태를 찾을 뿐이기 때문에 이러한 트랜잭션 ID(TID)의 중복이 허용될 수 있다.
홈 에이전트는 요청의 트래커 상태가 Wait, Busy 또는 DataXfrd일 때 스누프를 생성할 수 있는데, 이는 홈 에이전트가 아직 데이터 응답 또는 몇몇 피어가 데이터를 요청 에이전트에게 포워드하였다고 표시하는 스누프 응답을 송신하지 않았다는 것을 의미한다. 홈 에이전트는 또한 아직 스누프를 피어에게 송신하지 않았다는 것을 보장하기 위해 요청의 스누프 파일을 체크할 수 있다. 스누프를 송신할 때, 홈 에이전트는 (제 2 스누프를 송신하는 것을 방지하기 위해 피어(또는 모든 팬아웃 피어들)를 스누프에 추가하고 미해결 스누프 응답을 추적한다.
앞에서 언급한 바와 같이, HPI의 일부 구현예는 팬아웃 스누프를 지원할 수 있다. 또한, 일부 예에서, HPI는 라우팅 계층에 의해 생성된 팬아웃 스누프의 명시적 팬아웃 스누프 동작, SnpF를 지원할 수 있다. HPI 홈 에이전트(예를 들면, 710)는 SnpF를 활용하여 (예를 들면, 단일 명령 및 메시지를 갖는) 단일의 팬아웃 스누프 응답을 생성할 수 있으며, 이에 대한 응답으로, 라우팅 계층은 SnpF 요청에 기초하여 각각의 팬아웃 콘(cone) 내의 모든 피어 에이전트들에게 스누프를 생성할 수 있다. 따라서 홈 에이전트는 각 에이전트 부분들로부터 스누프 응답을 예상할 수 있다. 다른 스누프 메시지가 목적지 노드 ID를 포함할 수 있지만, 팬아웃 스누프는 목적지 NID를 생략할 수 있는데, 이것은 라우팅 계층이 팬아웃 영역에 있는 모든 피어들에게 적절한 스누프 메시지를 생성하는 책임이 있기 때문이다.
라우팅 계층이 프로토콜 계층의 바로 아래에 있으므로, 일부 구현예에서, 통신 패브릭 요건은 라우팅 계층에 달려 있다. 일 실시예에서, HPI 코히어런스 프로토콜은 라우팅 계층에 특정한 하나의 통신 패브릭 요건을 가지고 있다. 예를 들어, 코히어런스 프로토콜은 팬아웃 스누프(SnpF* opcodes - Snoop (SNP) Channel Messages)를 캐시 에이전트의 팬아웃 세트에 속한 모든 요청의 피어들에 적절한 스누프로 변환하는 라우팅 계층에 좌우될 수 있다. 팬아웃 세트는 프로토콜 계층에 의해 공유되는 라우팅 계층의 구성 파라미터 또는 홈 에이전트 구성 파라미터이다.
일부 구현예에서, 홈 에이전트는 활성 표준 요청을 위한 팬아웃 스누프를 송신할 수 있다. HPI 라우팅 계층은 홈 에이전트의 팬아웃 스누프 요청을 라우팅 계층에 의해 정의된 팬아웃 콘에 속하는 피어들 각각의 정규 스누프로 변환할 수 있다. HPI 코히어런스 프로토콜 홈 에이전트는 어드레스에 의해 팬아웃 콘에 포함되는 각 캐시 에이전트들을 식별하는 HAFanoutAgent 구성 파라미터를 통해 어느 코히어런스 에이전트가 라우팅 계층 팬아웃에 의해 커버되고 있는지 인식한다. 라우팅 계층은 팬아웃 스누프 SnpF를 수신하고 이를 팬아웃 콘에 포함된 (요청 에이전트를 제외한) 모든 캐시 에이전트의 스누프로 변환할 수 있다. 일부 구현예에서, 라우팅 계층은 팬아웃 스누프를 대응하는 (표 3의 것과 같은 적절한 논-팬아웃 오피코드를 갖는) 논-팬아웃 스누프로 변환할 수 있다.
정규 스누프와 유사하게, 홈 에이전트는 캐시 에이전트에 의한 코히어런스 프로토콜 요청에 대한 완료 응답을 보내기 전에 팬아웃 스누프만을 송신하는 것으로 제한될 수 있다. 또한, 팬아웃 스누프에 대해 추가 조건이 있을 수 있다. 예로서, 홈 에이전트는 팬아웃 콘에 속한 피어들 중 어느 피어도 개별적으로 스누프하지 않았으면 팬아웃 스누프를 송신할 수 있다. 다시 말해서, 일부 구현예에서, 다른 예들 중에서, 홈 에이전트는 팬아웃 콘이 비어 있거나 요청 캐시 에이전트가 팬아웃 콘에 속한 유일한 에이전트이면 팬아웃 스누프를 개시하지 않을 수 있다.
일 실시예에서, HPI는 캐시-푸시 힌트(cache-push hint (WbPushMtoI))를 이용하여 명시적 라이트백을 지원할 수 있다. 일반적으로, 몇몇 예에서, 수정된 데이터는 데이터를 다시 메모리에 명시적으로 기록함으로써 또는 스누프 요청에 응답하여 수정된 데이터를 전송함으로써 전송될 수 있다. 스누프 응답과 관련하여 수정된 데이터를 전송하는 것은 "풀(pull)" 전송으로 간주될 수 있다. 일부 구현예에서, "푸시(push)" 메커니즘이 또한 지원될 수 있고, 그럼으로써 수정 데이터를 가진 캐시 에이전트는 수정된 데이터를 다른 캐싱 에이전트로 바로 송신하여 목표로 하는 에이전트의 캐시에 (수정된 캐시 상태와 함께) 저장되게 한다.
일 실시예에서, 캐시 에이전트는 힌트를 이용하여 수정된 데이터를 홈 에이전트에 라이트 백할 수 있고, 홈 에이전트는 수정된 데이터를 "로컬(local)" 캐시를 향해 푸시하여, 데이터를 메모리에 기록하지 않고, 로컬 캐시 내에 M 상태로 데이터를 저장할 수 있다. 일부 구현예에서, 도 12의 예에서 도시된 바와 같이, 홈 에이전트(710)는 캐시 에이전트(705)로부터 WbPushMtoI 메시지를 수신하고 다른 캐시 에이전트(예를 들면, 720)가 가까운 미래에 특정 라인의 소유권을 활용 또는 희망할 것 같다는 힌트를 식별할 수 있다. 홈 에이전트(710)는 WbPushMtoI 메시지를 처리할 수 있으며, 효과적으로 힌트를 받아들여서 데이터를 메모리(715)에 기록하지 않고, 라이트-백된 데이터를 다른 캐시 에이전트(720)로 푸시할 수 있고, 그럼으로써 다른 캐시 에이전트(720)가 M 상태로 천이하게 할 수 있다. 일부 구현예에서, (도 13에 도시된 것처럼) 홈 에이전트(710)는 대안으로 WbPushMtoI 메시지를 처리하고 데이터를 다시 메모리에 기록하는 것으로 선택할 수 있으며 라이트백된 데이터를 즉시 다른 캐시 에이전트(720)로 푸시하지 않을 수 있다.
일 예의 구현예에서, 홈 에이전트(예를 들면, 710)는 트래커 상태가 WbBuffered인 것을 체크함으로써 WbPushMtoI 메시지를 처리할 수 있는데, 여기서 WbBuffered는 홈 에이전트가 아직 데이터를 처리하지 않았음을 표시할 수 있다. 몇몇 예에서, 데이터의 "푸시"는 홈 에이전트가 동일 어드레스로의 표준 요청을 처리하고 있지 않다는 것을 결정하는 홈 에이전트를 조건으로 규정할 수 있다. 일부 구현예에서, 푸시는 홈 에이전트가 목표로 하는 캐시 에이전트(예를 들면, 도 12의 예에서는 720)가 "로컬(local)"이라는 것을 결정하는 홈 에이전트를 추가 조건으로 할 수 있다. 만일 목표로 하는 캐시 에이전트가 홈 에이전트 디렉토리에 의해 커버되지 않으면, 홈 에이전트는 데이터를 목표로 하는 캐시 에이전트의 캐시로 전송하고 디렉토리를 무효로 업데이트 할 수 있다. 만일 목표로 하는 캐시 에이전트가 디렉토리에 의해 커버되고 있으면, 캐시 에이전트의 캐시로의 데이터 전송은 목표로 하는 캐시 에이전트가 활성 InvXtoI를 갖고 있지 않은 경우에만 허용될 뿐이며, 전달되었을 때, 홈 에이전트는 디렉토리를 목표로 하는 캐시 에이전트를 소유권자로서 하는 배타적(Exclusive)으로 업데이트할 수 있다. 다른 예들 중에서, 홈 에이전트가 WbPushMtoI 메시지의 힌트를 수용하고 데이터를 목표로 하는 캐시 에이전트로 푸시하거나 또는 그 대신 데이터를 메모리에 먼저 기록함으로써 WbPushMtoI 메시지를 WbMtoI 요청으로서 처리할지를 결정함에 있어서 다른 조건들이 (예를 들면, 대응하는 프로토콜 상태 테이블에서) 정의될 수 있다
일부 구현예에서, HPI는 I/O 디렉토리 캐시(an I/O directory cache (IODC))와 같이, 홈 에이전트의 디렉토리 캐시에 사전-할당하기 위해 InvItoM 메시지를 지원할 수 있다. InvItoM는 머지 않아 라이트백을 수행하려는 의도를 표시하면서 데이터를 수신하지 않고 캐시 라인의 배타적 소유권을 요청할 수 있다. 요구된 캐시 상태는 M 상태, 및 E 상태, 또는 둘 중 하나일 수 있다. 홈 에이전트는 InvItoM 메시지를 처리하여 (InvItoM 오피코드를 포함하는) InvItoM 메시지를 통해 암시한 라이트백에 필요한 자원을 사전-할당할 수 있다.
일부 구현예에서, 오피코드는 HPI 코히어런스 프로토콜을 통해 제공되어 하나 이상의 홈 에이전트가 상호작용하는 메모리 제어기의 메모리 플러시(a memory flush)를 트리거할 수 있다. 예를 들어, 오피코드, WbFlush는 영구 메모리 플러시를 위해 정의될 수 있다. 도 14의 예에서 도시된 바와 같이, 호스트(예를 들면, 1405)는 특정 메모리 제어기(1410)를 향해 Wbflush 메시지를 송신할 수 있다. 일부 예에서, WbFlush는 특정 어드레스 및 WbFlush 명령이 어드레스에 의해 목표로 하는 특정 메모리 제어기로 송신될 수 있다는 것을 표시할 수 있다. 다른 예에서, WbFlush 메시지는 복수의 메모리 제어기들에게 방송될 수 있다. 일 예에서, t가 CPU에서 영구 커미트(a persistent commit)의 결과로서 송신될 수 있다. WbFlush 명령을 수신하는 각각의 메모리 제어기(예를 들어, 1410)는 메모리 제어기에서 그 메모리 제어기에 의해 관리되는 영구 메모리 디바이스(persistent memory device)(또는 메모리 위치)에 메모리 제어기에서 모든 미결 기록(pending writes)에 대한 메시지를 처리할 수 있다. 명령의 목적은 영구 메모리로의 모든 이전의 기록들을 커미트하는 것일 수 있다. 예를 들면, WbFlush 명령은 전력 고장 관리 제어기 또는 프로세서와 관련하여 트리거될 수 있어서, 미결 기록들이 시스템의 전력 고장의 이벤트 시 비휘발성 메모리로 플러시되어 보존되는 것을 보장한다. 또한, 도 14의 예에서 도시된 바와 같이, 메모리(예를 들면, 1415)로의 모든 미결 기록들을 플러싱(또는 그 기록들의 플러싱을 개시) 할 때, 메모리 제어기(1410)는 그 플러시를 표시하는 완료를 이용하여 요청 호스트(또는 에이전트(예를 들면, 1405))에게 응답할 수 있다. 데이터가 이것을 영구 메모리(persistent memory)에게 수행할 것이라는 것을 메모리 제어기가 확신할 때까지 완료는 호스트로 송신되지 않아야 한다. 다른 사용들 및 예들 중에서, WbFlush 메시지 또는 대응하는 완료는 메모리로의 미결 기록의 플러싱에 따라서 또는 그 플러싱을 추진하는 다른 프로세서들 및 제어기들의 체크 포인트로서 작용할 수 있다.
몇몇 전통적인 아키텍처는 데이터 M 및 대응하는 완료가 개별적으로 송신될 것을 요구할 수 있다. HPI는 코히어런스 에이전트들이 연결된 Data_M_ComO을 허용할 것을 지원하도록 확장될 수 있다. 또한, 홈 에이전트들은 묵시적 라이트백 데이터를 버퍼링함으로써 연결된 Data_M_ComO 메시지를 생성하도록 구성될 수 있다. 실제로, 일부 구현예에서, 에이전트는 캐시 및 홈 에이전트의 거동들을 조합하는 로직을 갖고 있을 수 있고, 그래서 에이전트가 요청을 수신하고 그의 캐시에서 M 데이터를 찾을 때, Data_M_ComO을 바로 생성할 수 있다. 그러한 예에서, 다른 예들 중에서, Data_M_ComO 응답은 RspIWb를 생성하지 않거나 라이트백 데이터를 버퍼링하지 않고 생성될 수 있다.
다른 예에서, 도 15에 도시된 일 예의 프로토콜 상태 테이블(1500)에서 도시된 바와 같이, (머신 판독가능 상태 테이블(예를 들면, 1500)로 구체화된) 상태 머신은 표준 요청의 트래커 엔트리가 Busy 또는 WbBuffered 상태로서 식별될 때 홈 에이전트가 송신할 수 있는 각종의 잠재적인 응답 메시지들을 정의할 수 있다. 일 예에서, 테이블(1500)에서 도시된 바와 같이, 홈 에이전트는 어느 상태로부터의 판독 Rd* 요청에 대한 CompO 완료 메시지를 송신하도록 허용 받지 못할 수 있는데, 이는 실질적으로 홈 에이전트가 완료 응답 이전에 또는 완료 응답과 함께 데이터 응답을 송신하라는 것을 의미한다. Data_X 응답이 홈 에이전트 응답 메시지에 실려 송신될 수 있는 사례에서, 홈 에이전트는 데이터 응답을 완료와 연결하고 이를 대신 송신할 수 있다.
데이터 응답의 상태는 요청 및 RdCur을 무효화하기 위해 고정될 수 있다. RdMigr 및 RdData의 경우, 비-공유 디렉토리 상태는 E 데이터가 송신되게 허용할 수 있다. RdMigr, RdData, 및 RdCode의 경우, 공유된 디렉토리 상태는 F 상태를 가질 수 있는 모든 피어들이 스느푸되었을 경우에 체크하는 과정을 포함할 수 있다. 다른 잠재적인 예들 중에서, 모든 피어들이 그러하다면, 데이터는 F 상태로 송신될 수 있으며, 그렇지 않고, 스누프되지 않은 피어가 F 카피를 갖고 있는 경우에는 데이터는 S 상태에서 송신될 수 있다. 또한, 일부 구현예에서, 만일 홈 에이전트가 RspIWb 스누프 응답으로부터의 데이터를 버퍼하였을 경우에만, 홈 에이전트는 Data_M 또는 Data_M_CmpO 응답을 송신할 수 있다. 홈 에이전트가 RspIWb 데이터를 버퍼할 때, 홈 에이전트는 데이터를 트래커 엔트리에 저장할 수 있고 엔트리의 상태를 WbBuffered로 변경할 수 있다. 만일 홈 에이전트가 RspIWb 데이터를 메모리에 기록하는 대신 이를 버퍼하면, 이 예에서, 홈 에이전트는 Data_M 또는 Data_M_CmpO 응답을 송신한다는 것을 주목하자.
일 실시예에서, 앞에서 언급한 바와 같이, HPI 코히어런스 프로토콜은 캐시 에이전트가 공유된 데이터를 포워딩할 때 F 상태를 유지하게 해주는 F 상태를 지원할 수 있다. 일부 시스템 또는 예에서, F(포워드) 캐시 상태는 자체 포워드할 수 있다. 캐시가 F 상태에서 라인을 보유하고 있고 공유된 데이터를 전송하게 하는 스누프를 수신할 때, 캐시는 데이터를 포워드할 수 있으며, 그렇게 할 때, 캐시는 데이터와 함께 F 상태를 송신하여 그의 캐시 상태를 S(또는 I)로 천이시킬 수 있다. 몇몇 경우에 있어서, 캐시가 데이터를 포워딩할 때 F 상태를 대신 유지하게 하는 것이 바람직하며, 이 경우에 캐시는 S 상태를 포워딩한 데이터와 함께 송신할 것이다.
일 예에서, 캐시 에이전트가 공유된 전송시 F 상태를 유지 또는 통과시키는 기능은 조정 가능할 수 있다. 일 예에서, 코히어런스 에이전트마다, 구성 파라미터는 코히어런스 에이전트가 F 상태로 이전 또는 유지할 것인지를 표시할 수 있다. 파라미터 셋팅과 무관하게, 코히어런스 에이전트는 동일한 스누프 응답(예를 들면, RspFwdS)을 사용할 수 있다. 스누프가 도달할 때 에이전트가 E 상태의 라인을 갖는 부가적인 사례에서, 캐시 에이전트는 S 데이터를 포워딩하고 RsFwdS 응답을 송신할 때 (파라미터가 F 상태를 유지하도록 설정되어 있을 때) 그의 캐시 상태를 F로 천이할 수 있다. 스누프가 도달할 때 에이전트가 M(전체(full)) 상태의 라인을 갖는 부가적인 사례에서, 캐시 에이전트는 S 데이터를 포워딩하고, 데이터를 다시 메모리에 기록하고, RspFwdSWb 응답을 송신할 때 (파라미터가 F 상태를 유지하도록 설정되어 있을 때) 그의 캐시 상태를 F로 등급 저하시킬 수 있다. 또한, "공유하는" 스누프를 수신하거나 그러한 스누프 이후에 포워드하는 F 상태를 갖는 코히어런스 에이전트는 S 상태를 요청 에이전트에게 송신하는 동안 F 상태를 유지할 수 있다. 다른 예에서, 다른 예들 중에서, 구성 파라미터는 공유된 데이터의 전송 시 F 상태가 전달되게 하여 S(또는 I) 상태로 천이하도록 토글될 수 있다. 실제로, 도 16의 일 예의 상태 테이블(시스템(1600))에서 도시된 바와 같이, F 상태의 캐시 에이전트는 다른 예들 중에서, SnpMigr/FwdMigr, F, F, RspFwdS, Data_S를 비롯한, 각종 방법으로 응답할 수 있다.
앞에서 언급한 바와 같이, 일부 실시예에서, 캐시 라인 및 에이전트의 상태 천이는 상태 머신을 이용하여 관리될 수 있다. 일부 구현예에서, 상태 머신은 (도 15 및 도 16의 특정 예에서 도시된 것처럼), 상태 천이가 일어나게 하는 방법에 영향을 미칠 수 있는 명령, 속성, 이전 상태, 및 기타 조건뿐만 아니라 상태 천이와 연관될 수 있는 메시지 타입, 데이터 동작, 및 마스크 등의 각종 조합의 모든 것에 대해 상세하게 정의된 상태 테이블의 세트나 라이브러리로 더욱 구체화될 수 있다. 각각의 상태 테이블은 특정 액션 또는 액션이나 상태의 카테고리에 대응할 수 있다. 테이블들의 세트는 복수의 테이블을 포함할 수 있고, 각각의 테이블은 특정 액션 또는 서브-액션에 대응한다. 테이블들의 세트는 코히어런스 프로토콜 또는 HPI의 (스택 계층들 중 임의의 계층에서의) 다른 프로토콜과 같은 프로토콜의 정식 사양을 포함할 수 있다.
상태 테이블은 인간 사용자에 의해 쉽게 해석되고 수정되고 개발되어 엔드포인트 컴퓨터 디바이스를 이용하여 상태 테이블 구조와 상호작용할 수 있는 테이블 구조와 같은 휴먼-판독가능한 파일일 수 있다. 다른 사용자는 상태 테이블을 활용하여 코히어런스 프로토콜(또는 HPI의 임의의 다른 프로토콜) 내에서 상태 천이를 쉽게 해석할 수 있다. 또한, 상태 테이블은 컴퓨터에 의해 판독되고 해석되어서 상태들이 특정 프로토콜 사양에 따라서 천이하는 방법을 식별할 수 있는 머신-판독가능하고 분석가능한 구조일 수 있다.
도 17은 액션 "액션 A"에 관한 범용 상태 테이블의 간략화한 표현을 도시한다. 일 예에서, 프로토콜 상태 테이블(1700)은 현재 상태들(또는 천이가 이루어지는 상태들)에 관한 컬럼들(예를 들면, 1705) 및 다음 상태들(또는 천이되는 상태들)에 관한 다른 컬럼들(예를 들면, 1710)을 포함할 수 있다. 현재 상태 컬럼에 속한 컬럼은 응답 메시지, 스누프 메시지, 또는 여타 메시지에 실려 수신되는 명령과 같은 상태, 캐시 라인 상태, 발송 요청 버퍼(outgoing request buffer (ORB)) 조건, 적용/예약될 크레딧 또는 자원, 캐시 라인이 부분적으로 수정될지 여부, 및 포워딩 조건 등의 각종 특성에 대응할 수 있다. 테이블(1700)에서 각각의 로우는 특정 상태에 있는 캐시 라인의 검출된 조건들의 세트에 대응할 수 있다. 또한, 다음 상태 컬럼들(예를 들면, 1710) 내 로우에 속한 셀들은 현재 상태 컬럼들(예를 들면, 1705)의 로우 셀들에서 명시된 현재 상태 조건들에 기초하여 진입하게 될 다음 상태 및 다음 상태의 조건들을 표시할 수 있다. 다음 상태 컬럼들(예를 들면, 1710)은 (예를 들면, 대응하는 홈 노드(HNID), 요청 노드(RNID), 피어 노드 등으로) 송신될 메시지와 같은 다음 상태, 다음 캐시 라인 상태, 및 포워드 상태 등에 속한 조건들에 대응할 수 있다.
일 실시예에서, 프로토콜 상태 테이블은 복수의 거동들이나 상태들(로우들)이 현재 상태 조건들의 특정 세트에 동일하게 허용 가능하다는 것을 표시하기 위해 로우 스패닝(row spanning)을 사용할 수 있다. 예를 들어, 도 17의 예에서, (로우(1715)에 의해 표시된 것처럼) 명령이 Cmd1이고, 제 1 조건이 거짓이고, 캐시 라인이 제 2 상태에 있으며, 제 2 조건 또한 거짓일 때, 복수의 잠재적인 다음 상태 조건들이 가능하며 똑같이 허용가능해질 수 있고, 이는 각기 각각의 로우에 의해 표시된다. 다시 말해서, 그러한 똑같이 허용 가능한 천이들 중 임의의 천이는 대응하는 현재 상태 조건들에 기초하여 트리거될 수 있다. 일부 구현예에서, 다른 예의 구현예들 중에서, 부가적인 에이전트 로직은 복수의 다음 상태 중 어느 것을 선택할지 선택할 수 있다. 예시적인 예에서, 요청 응답을 송신한 홈 에이전트에 대응하는 상태 테이블의 현재 상태 부분은 에이전트가 그의 캐시에서 전체 M-라인을 보유하고 있고 동일한 캐시 라인으로의 SnpMigr을 처리하고 있을 때 코히어런스 에이전트가 수행하는 모든 유효한 거동을 포함하는 복수의 조건들(또는 입력 및 상태 안내들)을 포함할 수 있다. 다른 예들 중에서, 테이블 로우들은 코히어런스 에이전트가 현재 상태 조건들에 응답하여 취할 수 있는 다섯 가지의 상이하고 똑같이 허용 가능한 다음 상태 거동들에 대응할 수 있다.
다른 시스템에서, 바이어스 비트(a bias bit)는 복수의 잠재적인 다음 상태들 또는 조건들이 특정한 현재 상태에 대해 가능한 프로토콜 상태 테이블에 포함될 수 있다. QPI에서, 예를 들어, "바이어스" 비트는 거동들 중에서 선택하는 메커니즘으로서 테이블에 포함된다. 그러한 바이어스 비트는 일차적으로 프로토콜의 상태 머신이 유효한 동안 사용될 수 있지만, 그러한 바이어스 비트는 부가적인 복잡성 및 몇몇 사례의 경우 바이어스 비트의 활용과 친숙하지 않은 혼동을 도입하기도 한다. 몇 가지 점에서, 바이어스 비트는 유효 시험의 인공물에 불과하다. HPI의 일 예에서, 잠재적으로 복수의 로우를 이어주는 로우들을 이용하는 프로토콜 테이블을 통해서, 바이어스 비트 및 다른 특징이 배제될 수 있다. 그러한 예에서, HPI 프로토콜 테이블은 명시적인 비결정성(non-determinism)을 강조할 수 있다.
도 18의 예를 참조하면, 일 실시예에서, 프로토콜 테이블은 하나의 테이블이 "다음 상태" 컬럼들에 속한 다른 서브-테이블을 참조하게 함으로써 중첩될(nested) 수 있으며, 중첩 테이블(nested table)은 어느 로우들(거동들)이 허용되는지를 명시하는 부가적인 또는 세분화된 안내를 가질 수 있다. 도 18에 도시된 바와 같이, 일 예의 프로토콜 상태 테이블(1700)은 테이블(1700)의 특정 로우들에 대해 지정된 다음 상태에 포함되는 액션 또는 거동에 관련된 서브-액션에 관한 상태 테이블처럼, 프로토콜 사양을 구체화하는 테이블들의 세트에 포함되는 다른 테이블(1800)을 가리키는 내장형 참조(1805)를 포함할 수 있다. 복수의 테이블들(예를 들면, 1700, 1800)은 중첩 테이블(예를 들면, 1800)을 참조할 수 있다. 예로서, 프로토콜 응답에 대하여 들어오는 응답을 처리하는 에이전트는 액션 테이블(예를 들면, 1700, 1800) 및 서브액션 테이블(1800)을 따를 수 있다. 여기서, 액션 테이블(1700)은 하나 이상의 다른 프로토콜 테이블들 하에서 중첩되는 서브액션 테이블을 이용하여 다음 상태를 포함할 수 있다. 이러한 타입의 중첩은 코히어런스 프로토콜 및 프로토콜 계층 상태 테이블을 제외하고 적용할 수 있지만, 임의의 공지되거나 미래의 프로토콜 응답/테이블에도 적용될 수 있다.
일 예에서, 에이전트는 프로토콜 테이블(또는 프로토콜 테이블로부터 구축된 다른 분석 가능한 구조)을 활용할 수 있으며 특정 액션 또는 이벤트에 대응하는 특정 상태 테이블을 식별할 수 있다. 또한, 에이전트는 에이전트에 의해 처리되거나 목표로 하는 캐시 라인에 적용하는 로우를 식별할 수 있으며 테이블로부터, 캐시 라인의 다음 상태 정보를 식별할 수 있다. 이러한 결정은 서브-액션의 중첩 테이블에 대한 참조의 식별을 포함할 수 있다. 따라서, 에이전트는 링크되어 있는 중첩 테이블의 대응하는 구조를 식별할 수 있고 또한 중첩 테이블을 참조하여 상태 천이를 결정할 수 있다.
특정한 일 예에서, 프로토콜 테이블들의 집단 세트가 정의될 수 있으며 프로토콜에서 가능하고, 정의된 상태 천이들 모두를 표현할 수 있다. 또한, 각 테이블은 프로토콜 내에서 관련 거동들의 세트를 망라하는 천이들의 세트를 명시할 수 있다(예를 들면, 하나의 테이블은 캐시 상태를 스누프하고 업데이트 할 때 연루되는 모든 거동들을 망라하고, 하나의 테이블은 새로운 요청들을 생성하는 모든 거동들을 망라한다, 등등). 에이전트가 거동을 수행하고, 이벤트를 처리하고, 또는 몇몇 다른 액션을 취하여야 하는지를 체크할 때, 에이전트는 상태 테이블들의 세트 내에서 그 특정 거동을 망라하는 특정 상태 테이블을 식별할 수 있다. 그런 다음 에이전트는 시스템의 현재 상태를 식별하고 선택된 상태 테이블을 참조하여, 만일 있다면, 현재 상태와 일치하는 로우 또는 로우들의 그룹을 식별할 수 있다. 만일 아무 로우도 일치하지 않으면, 몇몇 예에서, 에이전트는 현재 상태에 대하여 임의의 액션을 취할 것을 삼가고 몇 가지 다른 이벤트/거동을 대기하여 상태를 변경한 다음 다시 시도할 수 있다. 또한, 일부 예에서, 앞에서 소개한 것처럼, 만일 하나보다 많은 로우가 식별된 시스템 상태와 일치하면, 에이전트는 모두가 똑같이 허용 가능한 것으로 간주되므로, 그 중 임의의 상태를 선택하여 수행한다. 또한, 중첩의 사례에 있어서, 만일 로우가 중첩 테이블을 참조하면, 에이전트는 중첩 테이블에 액세스하고 시스템의 식별된 현재 상태를 이용하여 중첩 테이블 내에서 허용된 로우를 검색한다.
일부 예에서, 특정한 식별된 시스템(또는 프로토콜) 상태에 대한 응답을 결정하기 위해 임의의 일차의 중첩 테이블을 검색할 때, 에이전트는 대응하는 액션이 수행되게 하며 대응하는 상태 테이블에서 지정된 "다음 상태"에 따라서 시스템의 상태가 업데이트되게 할 수 있다.
일부 예에서, 하나보다 많은 상태 테이블은 한 세트의 거동들에 관련하거나 또는 그 거동들을 망라하는 것이 가능할 수 있다. 예를 들어, 예시적인 예로서, 두 개의 테이블이 스누프를 처리하기 위해 제공될 수 있는데, 첫 테이블은 충돌하는 활성 요청이 있었을 때의 사례이고, 두 번째 테이블은 충돌하는 활성 요청이 없었을 때의 사례이다. 따라서, 일부 구현예에서, 에이전트는 복수의 테이블을 조사하여 어느 테이블이 에이전트에 의해 식별된 특정 조건 및 상태와 관련된 로우들을 포함하고 있는지를 결정할 수 있다. 또한, 일부 사례에서, 에이전트는 홈 에이전트가 동시에 스누프 응답과 새로운 요청을 수신하는 예와 같이, 동시에 관련 없거나 별개의 두 이벤트를 처리할 수 있다. 복수의 이벤트가 처리되는 예에서, 에이전트는 복수의 해당하는 테이블을 동시에 식별하고 사용하여 이벤트를 처리하는 방법을 결정할 수 있다.
이제 도 19 및 도 20을 참조하면, 프로토콜의 적어도 일부분을 검증할 때 사용하기 위한 테스팅 또는 검증 환경의 예에 관한 간략화한 블록도(1900, 2000)가 도시된다. 예를 들어, 도 19의 예에서, 프로토콜의 상태 머신을 검증하도록 적응된 테스트 엔진(1900)이 제공된다. 예를 들어, 일 예에서, 테스트 엔진(1900)은 다른 예들 중에서, 머피 툴(a Murphi tool) 또는 다른 열거식 (명시적 상태) 모델 체커를 포함하거나 그의 원리에 기초할 수 있다. 예를 들어, 기술된 머피 예 대신에, 다른 예로서 TLA-t- 또는 다른 적합한 언어 또는 포맷을 포함하는 다른 명세 언어가 사용될 수 있다. 전통적인 시스템에서, 상태 모델 체커는 (동반하는 상태 테이블 등으로부터) 상태 머신을 상태 머신을 체크할 수 있는 체커를 생성하는데 사용되는 한 세트의 요건으로 변환하려 시도하는 인간 개발자에 의해 구축되어 왔다. 이것은 전형적으로 노동 집약적이거나 자원 집약적인 처리일 뿐만 아니라, 상태 테이블의 상태 및 상태 천이가 인간 사용자에 의해 필사되고 해석될 때 인간의 오류를 도입한다.
일부 구현예에서, 테스트 엔진(1900)은 상태 테이블들의 세트로부터 자원을 자동 생성하는 상태 테이블들의 세트(예를 들어, 1905)를 활용하여 테스트 환경에서 에이전트들의 거동을 모델링할 수 있다. 예를 들어, 도 19의 예에서, 테스트 엔진(1900)은 홈 에이전트(1915)를 포함하는 다른 실제 또는 시뮬레이팅된 에이전트를 이용하여 요청 및 응답(예를 들어, 1912)을 시뮬레이팅함으로써 각종 상태 천이를 검증하는데 사용될 수 있는 캐시 에이전트 또는 다른 에이전트(예를 들어, 1910)를 모델링하기 위한 기능성 엔진으로서 상태 테이블(1905)을 활용할 수 있다. 유사하게, 도 20의 예에서 도시된 바와 같이, 테스트 엔진(1900)은 상태 테이블(1905)을 활용하여 홈 에이전트(예를 들어, 1920)의 요청 및 응답(예를 들어, 1918)을 시뮬레이팅할 수 있으며 또한 다른 실제 또는 시뮬레이팅된 에이전트(예를 들면, 1925)와 인터페이스하여 프로토콜의 상태를 검증하고 열거할 수 있다. 예로서, 테스트 엔진(1900)은 에이전트를 모델링하고 HPI 코히어런스 프로토콜 메시지와 같은 실제 또는 모델링된 프로토콜 메시지를 수신할 수 있으며, 상태 테이블(1905)(또는 상태 테이블(1905)로부터 생성된 다른 분석가능한 구조)를 참조하여 적절한 응답을 자동 생성하고, 상태 테이블(1905)에 기초하여 대응하는 상태 천이를 수행할 수 있다.
특정한 일부 구현예에서, 테스트 엔진 또는 다른 소프트웨어나 하드웨어 기반 유틸리티는 상태 테이블(예를 들어, 1905)을 활용하여 HPI 코히어런스 프로토콜과 같은 특정 프로토콜을 채용하는 설계를 추진하고 반응하는 코드를 생성하는데 사용될 수 있다. 이러한 특정 예에서, 상태 테이블은 테이블 값 및 의사코드 요소의 머피 매핑과 함께 테이블 또는 포함된 의사코드를 적절한 머피 룰 및 절차 포맷으로 변환함으로써 테스트 엔진의 입력으로서 활용될 수 있다. 테스트 엔진은 타입을 정의하고 기능을 지원하기 위한 머피 코드를 더 생성하기 위해 사용될 수 있다. 머피 룰, 절차, 타입 및 지원 코드는 머피 모델을 생성하는데 사용될 수 있다. 머피 모델은, 예를 들어, 컨버터를 이용하여 C++ 또는 다른 클래스 정의로 변환될 수 있다. 실제로, 임의의 적절한 프로그래밍 언어가 활용될 수 있다. 모델 클래스의 서브-클래스들이 추가로 생성될 수 있으며 이들 모듈들은 상태 테이블에서 구체화된 프로토콜 사양을 채용하고 그 프로토콜 사양에 맞추어 조정된 에이전트의 시뮬레이팅된 버전 또는 테스트벤치 버전으로서 작용하는데 사용될 수 있다. 또한, 내부의 API가 생성될 수 있거나 그렇지 않으면 프로토콜 상태 테이블에서 정의된 것처럼 메시지 생성 및 메시지 수신에 맞추어 조정된 것으로 제공될 수 있다. 예를 들어, 메시지 생성 API는 패킷 타입을 링크하기 위해 결속될 수 있으며 메시지 수신은 단일의 인터페이스 포인트 하에서 통합될 수 있다. 이 예에서, 전체의 정식 프로토콜 사양은 C++(또는 다른 객체-지향 프로그래밍 언어) 클래스로 변환될 수 있다. 이어 받은 특성은 생성된 메시지를 가로채기 위해 사용될 수 있으며, 이어받은 클래스의 인스턴스는 기능적인 테스트벤치 에이전트(들)로서 생성될 수 있다. 일반적으로, 정식 사양 테이블은 개발자들이 그들만의 사양의 해석에 기초하여 별도로 그들만의 툴을 생성하는 것보다는 검증 또는 테스팅 환경에 맞는 기능성 엔진으로서 사용될 수 있다.
HPI는 다른 예들 중에서, 메인프레임, 서버 시스템, 퍼스널 컴퓨터, 모바일 컴퓨터(예를 들어, 태블릿, 스마트폰, 개인 디지털 시스템 등), 스마트 기기, 게이밍 또는 엔터테인먼트 콘솔 및 셋톱 박스를 비롯한, 임의의 각종 컴퓨팅 디바이스 및 시스템에 포함될 수 있다. 예를 들어, 도 21을 참조하면, 멀티코어 프로세서를 포함하는 컴퓨팅 시스템의 블록도의 실시예가 도시된다. 프로세서(2100)는 마이크로프로세서, 임베디드 프로세서, 디지털 신호 프로세서(DSP), 네트워크 프로세서, 휴대형 프로세서, 애플리케이션 프로세서, 코-프로세서, 시스템 온 칩(SOC), 또는 기타 디바이스와 같은 임의의 프로세서 또는 프로세싱 디바이스를 포함한다. 일 실시예에서, 프로세서(2100)는 적어도 두 개의 코어 - 코어(2101 및 2102)를 포함하며, 이들 코어는 비대칭 코어 또는 대칭 코어(도시된 실시예)를 포함할 수 있다. 그러나, 프로세서(2100)는 대칭 또는 비대칭일 수 있는 임의 개수의 프로세싱 요소를 포함할 수 있다.
일 실시예에서, 프로세싱 요소는 소프트웨어 스레드를 지원하는 하드웨어 또는 로직을 말한다. 하드웨어 프로세싱 요소의 예는 실행 상태 또는 아키텍처적인 상태와 같은 프로세서의 상태를 유지할 수 있는 스레드 유닛, 스레드 슬롯, 스레드, 프로세스 유닛, 컨텍스트, 컨텍스트 유닛, 논리 프로세서, 하드웨어 스레드, 코어 및/또는 임의의 다른 요소를 포함한다. 다시 말해서, 일 실시예에서, 프로세싱 요소는 소프트웨어 스레드, 오퍼레이팅 시스템, 애플리케이션 또는 기타 코드와 같은 코드와 독립적으로 연관될 수 있는 임의의 하드웨어를 말한다. 전형적으로 물리적 프로세서 (또는 프로세서 소켓)은 코어 또는 하드웨어 스레드와 같은 임의 개수의 기타 프로세싱 요소들을 잠재적으로 포함하는 집적 회로를 말한다.
코어는 종종 독립적인 아키텍처적인 상태를 유지할 수 있는 집적 회로에 배치된 로직을 말하며, 여기서 각각의 독립적으로 유지되는 아키텍처적인 상태는 적어도 일부의 전용된 실행 자원과 연관된다. 코어와 대조적으로, 하드웨어 스레드는 전형적으로 독립적인 아키텍처적 상태를 유지할 수 있는 집적 회로에 배치된 임의의 로직을 말하며, 여기서 독립적으로 유지되는 아키텍처적 상태는 실행 자원으로의 액세스를 공유한다. 알 수 있는 바와 같이, 어떤 자원이 공유되고 다른 자원이 아키텍처적 상태에 전용될 때, 하드웨어 스레드와 코어의 명칭 간의 경계가 겹친다. 그러나 종종, 코어와 하드웨어 스레드는 오퍼레이팅 시스템에 의해 개별적인 논리 프로세서로서 간주되며, 이 경우 오퍼레이팅 시스템은 각 논리 프로세서의 동작을 개별적으로 스케줄할 수 있다.
도 21에 도시된 바와 같이, 물리 프로세서(2100)는 두 개의 코어 - 코어(2101 및 2102)를 포함한다. 여기서, 코어(2101 및 2102)는 대칭 코어인 것으로, 즉, 코어들은 동일한 구성, 기능 유닛, 및/또는 로직을 갖는 것으로 간주된다. 다른 실시예에서, 코어(2101)는 비순차적 프로세서 코어를 포함하는 반면, 코어(2102)는 순차적 프로세서 코어를 포함한다. 그러나, 코어(2101 및 2102)는 네이티브 코어, 소프트웨어 피관리 코어, 네이티브 명령어 세트 아키텍처(Instruction Set Architecture (ISA))를 실행하도록 적응된 코어, 변환된 명령어 세트 아키텍처(ISA)를 실행하도록 적응된 코어, 공통-설계된 코어, 또는 기타 공지된 코어와 같은 임의 형태의 코어로부터 개별적으로 선택될 수 있다. 이기종 코어 환경(즉, 비대칭 코어)에서, 이진 변환과 같은 몇 가지 형태의 변환이 하나 또는 두 코어에서 코드를 스케줄 또는 실행하기 위해 활용될 수 있다. 추가적으로 설명하기 위하여, 코어(2102) 내 유닛들은 도시된 실시예에서 유사한 방식으로 동작하므로, 코어(2101)에서 도시된 기능 유닛들은 아래에서 더 상세히 설명된다.
도시된 바와 같이, 코어(2101)는 하드웨어 스레드 슬롯(2101a 및 2101b)이라고도 지칭될 수 있는 두 개의 하드웨어 스레드(2101a 및 2101b)를 포함한다. 그러므로, 일 실시예에서, 오퍼레이팅 시스템과 같은 소프트웨어 엔티티는 프로세서(2100)를 잠재적으로 네 개의 소프트웨어 스레드를 동시에 실행할 수 있는 네 개의 개별 프로세서, 즉 논리 프로세서 또는 프로세싱 요소로서 프로세서(2100)라고 간주한다. 앞에서 언급한 바와 같이, 제 1 스레드는 아키텍처 상태 레지스터(2101a)와 연관되고, 제 2 스레드는 아키텍처 상태 레지스터(2101b)와 연관되고, 제 3 스레드는 아키텍처 상태 레지스터(2102a)와 연관될 수 있으며, 제 4 스레드는 아키텍처 상태 레지스터(2102b)와 연관될 수 있다. 여기서, 각각의 아키텍처 상태 레지스터(2101a, 2101b, 2102a, 및 2102b)는 앞에서 설명한 것처럼 프로세싱 요소, 스레드 슬롯, 또는 스레드 유닛이라고도 지칭될 수 있다. 도시된 바와 같이, 아키텍처 상태 레지스터(2101a)는 아키텍처 상태 레지스터(2101b) 내에 복제되며, 그래서 논리 프로세서(2101a) 및 논리 프로세서(2101b)에 대한 개개의 아키텍처 상태/컨텍스트가 저장될 수 있다. 코어(2101)에서, 스레드(2101a 및 2101b)에 대한 할당자 및 리네이머(renamer) 블록(2130) 내의 명령어 포인터 및 리네이밍 로직과 같은 다른 더 작은 자원들 또한 복제될 수 있다. 재정렬/리타이어먼트(reorder/retirement) 유닛(2135) 내 리-오더 버퍼, ILTB(2120), 적재/저장 버퍼, 및 큐와 같은 일부 자원들은 파티셔닝을 통해 공유될 수 있다. 범용 내부 레지스터, 페이지-테이블 기반 레지스터(들), 저급 데이터-캐시 및 데이터-TLB(2115), 실행 유닛(들)(2140), 및 비순차적 유닛의 부분(2135)과 같은 기타 자원들은 잠재적으로 완전히 공유된다.
프로세서(2100)는 종종 완전 공유될 수 있거나, 파티셔닝을 통해 공유될 수 있거나, 프로세싱 요소에 의해/프로세싱 요소에 전용될 수 있는 기타 자원을 포함하기도 한다. 도 21에서, 프로세서의 예시적인 논리 유닛/자원을 가진 전적으로 예시적인 프로세서의 실시예가 도시된다. 프로세서는 이러한 기능적 유닛들 중 임의의 기능적 유닛들을 포함하거나 제외할 수 있을 뿐만 아니라, 도시되지 않은 임의의 다른 공지된 기능적 유닛, 로직, 또는 펌웨어를 포함할 수 있다는 것을 주목하자. 도시된 바와 같이, 코어(2101)는 간소화한 대표적인 비순차적(out-of-order (OOO)) 프로세서 코어를 포함한다. 그러나, 여러 실시예에서 순차적 프로세서가 활용될 수 있다. OOO 코어는 실행될/취할 브랜치들을 예측하는 브랜치 타겟 버퍼(2120) 및 명령어의 어드레스 변환 엔트리를 저장하는 명령어-변환 버퍼(an instruction-translation buffer (I-TLB))(2120)를 포함한다.
코어(2101)는 페치 유닛(2120)에 연결되어 페치된 요소를 디코딩하는 디코드 모듈(2125)를 더 포함한다. 일 실시예에서, 페치 로직은 스레드 슬롯(2101a, 2101b)과 각기 연관된 개개의 시퀀서를 포함한다. 보통 코어(2101)는 프로세서(2100) 상에서 실행가능한 명령어를 정의/명시하는 제 1 ISA와 연관된다. 종종 제 1 ISA의 일부인 머신 코드 명령어는 수행될 명령 또는 연산을 참조/명시하는 명령어(오피코드라고도 지칭됨)의 일부분을 포함한다. 디코드 로직(2125)은 이러한 명령어를 이들의 오피코드로부터 인식하고 디코딩된 명령어를 전달하여 파이프라인에서 제 1 ISA에 의해 정의된 바와 같이 처리하는 회로를 포함한다. 예를 들면, 아래에서 더 상세히 설명하는 바와 같이, 디코더(2125)는 일 실시예에서, 트랜잭션 명령어와 같은 특정 명령어를 인식하도록 설계 또는 적응된 로직을 포함한다. 디코더(2125)에 의한 인식의 결과로서, 아키텍처 또는 코어(2101)는 특정하고, 사전에 정의된 조치를 취하여 적절한 명령어와 연관된 작업을 수행한다. 본 명세서에서 기술된 작업, 블록, 동작, 및 방법 중 임의의 것은 단일 또는 복수의 명령어에 응답하여 수행될 수 있고, 그 중 일부는 신규 또는 이전의 명령어일 수 있다는 것을 주목하는 것이 중요하다. 일 실시예에서, 디코더(2126)는 동일한 ISA(또는 그의 서브세트)를 인식한다는 것을 주목하자. 대안으로, 이기종 코어 환경에서, 디코더(2126)는 제 2 ISA(제 1 ISA의 서브세트 또는 별도의 ISA)를 인식한다.
일 예에서, 할당자 및 리네이머 블록(2130)은 명령어 처리 결과를 저장하는 레지스터 파일과 같이, 자원을 보존하는 할당자를 포함한다. 그러나, 스레드(2101a 및 2101b)는 잠재적으로 비순차적 순서로 실행할 수 있으며, 이 경우 할당자 및 리네이머 블록(2130)은 또한 명령어 결과를 추적하는 재정렬 버퍼와 같은 다른 자원을 갖고 있다. 유닛(2130)은 또한 프로그램/명령어 참조 레지스터를 프로세서(2100) 내부의 다른 레지스터로 리네임하는 레지스터 리네이머를 포함할 수 있다. 재정렬/리타이어먼트 유닛(2135)은 앞에서 언급한 재정렬 버퍼, 적재 버퍼, 및 저장 버퍼와 같이, 비순차적 실행을 지원하고 나중에 비순차적으로 실행된 명령어의 순차적 리타이어먼트를 지원하는 컴포넌트를 포함한다.
일 실시예에서, 스케줄러 및 실행 유닛(들)(2140)은 실행 유닛들의 명령어/동작을 스케줄하는 스케줄러 유닛을 포함한다. 예를 들면, 부동 소숫점 명령은 이용 가능한 부동 소숫점 실행 유닛을 갖는 실행 유닛의 한 포트에서 스케줄된다. 실행 유닛와 연관된 레지스터 파일이 또한 정보 명령어 처리 결과를 저장하기 위해 포함된다. 예시적인 실행 유닛은 부동 소수점 실행 유닛, 정수 실행 유닛, 점프 실행 유닛, 적재 실행 유닛, 저장 실행 유닛, 및 기타 공지된 실행 유닛을 포함한다.
하위 레벨 데이터 캐시 및 데이터 변환 버퍼(D-TLB)(2150)는 실행 유닛(들)(2140)에 연결된다. 데이터 캐시는 잠재적으로 메모리 코히어런시 상태로 유지되는 데이터 오퍼랜드와 같이, 요소에서 최근에 사용된/동작된 것을 저장한다. D-TLB는 물리적 어드레스 변환에 대한 최신의 가상적/선형적인 것을 저장한다. 특정한 예로서, 프로세서는 물리 메모리를 복수의 가상 페이지로 나누는 페이지 테이블 구조를 포함할 수 있다.
여기서, 코어(2101 및 2102)는 온-칩 인터페이스(2110)와 연관된 제 2 레벨 캐시와 같은 상위-레벨 또는 그 이상 레벨의 캐시로의 액세스를 공유한다. 상위-레벨 또는 그 이상 레벨은 실행 유닛(들)으로부터 증가하거나 더 멀어지는 캐시 레벨을 말한다는 것을 주목하자. 일 실시예에서, 상위-레벨 개시는 제 2 또는 제 3 레벨 데이터 캐시와 같이, 프로세서(2100)의 메모리 계층에서 마지막 캐시인 라스트-레벨 데이터 캐시이다. 그러나, 상위 레벨 캐시는 명령어 캐시와 연관될 수 있거나 명령어 캐시를 포함할 수 있으므로, 그렇게 제한되지 않는다. 트레이스 캐시 - 명령어 캐시의 한 형태 - 는 그 대신에 최근에 디코딩된 트레이스를 저장하기 위해 디코더(2125) 뒤에 연결될 수 있다. 여기서, 명령어는 잠재적으로 복수의 마이크로 명령어(마이크로-동작)으로 디코딩될 수 있는 매크로-명령어(즉, 디코더에 의해 인식되는 일반 명령어)를 말한다.
도시된 구성에서, 프로세서(2100)는 또한 온-칩 인터페이스 모듈(2110)을 포함한다. 역사적으로, 아래에서 더 상세히 설명되는 메모리 제어기는 프로세서(2100) 외부의 컴퓨팅 시스템에 포함되었다. 이러한 시나리오에서, 온-칩 인터페이스(2110)는 시스템 메모리(2175), (종종 메모리 제어기 허브를 메모리(2175)에 접속시키는 것 및 I/O 제어기 허브를 주변 디바이스에 접속시키는 것을 포함하는) 칩셋, 메모리 제어기 허브, 노스브릿지, 또는 기타 집적 회로와 같이, 프로세서(2100) 외부의 디바이스와 통신한다. 그리고 이러한 시나리오에서, 버스(2105)는 멀티-드롭 버스, 포인트-투-포인트 인터커넥트, 직렬 인터커넥트, 병렬 버스, 코히어런트(예를 들면, 캐시 코히어런트) 버스, 계층화된 프로토콜 아키텍처, 차동 버스, 및 GTL 버스와 같은 임의의 공지된 인터커넥트를 포함할 수 있다.
메모리(2175)는 프로세서(2100)에 전용될 수 있거나 시스템 내 다른 디바이스와 공유될 수 있다. 메모리(2175) 타입의 공통적인 예는 DRAM, SRAM, 비휘발성 메모리(NV 메모리), 및 기타 공지된 저장 디바이스를 포함한다. 디바이스(2180)는 그래픽 가속기, 메모리 제어기 허브에 연결된 프로세서 또는 카드, I/O 제어기 허브에 연결된 데이터 저장소, 무선 송수신기, 플래시 디바이스, 오디오 제어기, 네트워크 제어기, 또는 기타 공지된 디바이스를 포함할 수 있다는 것을 주목하자.
그러나, 최근에 더 많은 로직 및 디바이스가 SOC와 같이 단일 다이 상에 통합되고 있으므로, 이들 디바이스는 각기 프로세서(2100) 상에 통합될 수 있다. 예를 들면, 일 실시예에서, 메모리 제어기 허브는 프로세서(2100)와 동일한 패키지 및/또는 다이 상에 존재한다. 여기서, 코어의 일부분 (온-코어 부분)(2110)은 메모리(2175) 또는 그래픽 디바이스(2180)와 같은 다른 디바이스와 인터페이스하기 위한 하나 이상의 제어기(들)를 포함한다. 그러한 디바이스와 인터페이스하기 위한 인터커넥트 및 제어기를 포함하는 구성은 종종 온-코어(또는 언-코어(un-core) 구성)이라고 지칭하기도 한다. 일 예로서, 온-칩 인터페이스(2110)는 온-칩 통신을 위한 링 인터커넥트 및 오프-칩 통신을 위한 고속의 직렬 포인트-투-포인트 링크(2105)를 포함한다. 그렇지만, SOC 환경에서, 네트워크 인터페이스, 코-프로세서, 메모리(2175), 그래픽 프로세서(2180), 및 임의의 여타 공지된 컴퓨터 디바이스/인터페이스와 같은 더 많은 디바이스들이 단일의 다이 또는 집적된 회로 상에서 통합되어 고기능 및 저전력 소비가 가능한 스몰 폼 팩터를 제공할 수 있다.
일 실시예에서, 프로세서(2100)는 애플리케이션 코드(2176)를 컴파일, 변환, 및/또는 최적화하는 컴파일러, 최적화, 및/또는 변환기 코드(2177)를 실행하여 본 명세서에서 기술된 장치 및 방법을 지원하거나 이들과 인터페이스할 수 있다. 컴파일러는 종종 소스 텍스트/코드를 타겟 텍스트/코드로 변환하는 프로그램 또는 프로그램의 세트를 포함한다. 보통, 컴파일러를 이용한 프로그램/애플리케이션 코드의 컴파일은 복수의 단계에서 이루어지며 상위-레벨의 프로그래밍 코드를 하위-레벨의 머신 또는 어셈블리 언어 코드로 변환하기 위해 실행된다. 그렇지만, 싱글 패스 컴파일러는 여전히 간단한 컴파일을 위해 활용될 수 있다. 컴파일러는 임의의 공지된 컴파일 기술을 활용할 수 있으며 어휘 분석, 사전처리, 파싱, 시맨틱 분석, 코드 생성, 코드 변환, 및 코드 최적화와 같은 임의의 공지된 컴파일러 동작을 수행할 수 있다.
종종 더 큰 컴파일러가 복수의 단계를 포함하지만, 대부분의 이러한 단계는 종종 두 가지의 일반적인 단계, 즉 (1) 프론트-엔드, 즉 일반적으로 구문론적 처리, 의미론적 처리, 및 일부의 변환/최적화가 생성할 수 있는 프론트-엔드, 및 (2) 백-엔드, 즉 분석, 변환, 최적화, 및 코드 생성이 생성하는 백-엔드 내에 포함된다. 일부 컴파일러는 컴파일러의 프론트-엔드와 백-엔드 간의 서술의 흐릿함을 설명하는 미들이라고 지칭한다. 그 결과로서, 컴파일러의 삽입, 연관, 생성, 또는 기타 동작이라 하는 것은 전술한 단계나 패스 중 임의의 것뿐만 아니라, 컴파일러의 임의의 다른 공지된 단계 또는 패스에서 생성할 수 있다. 예시적인 예로서, 컴파일러는 컴파일의 프론트-엔드 단계에서 호출/동작의 삽입 및 그런 다음 변환 단계 동안 호출/동작의 하위-레벨 코드로의 변환과 같이, 동작, 호출, 함수 등을 잠재적으로 컴파일의 하나 이상의 단계에 삽입한다. 동적 컴파일 동안, 컴파일러 코드 또는 동적 최적화 코드는 그러한 동작/호출을 삽입할 뿐만 아니라 런타임 동안 실행을 위한 코드를 최적화할 수 있다는 것을 주목하자. 특정의 예시적인 예로서, 이진 코드(이미 컴파일된 코드)는 런타임 동안 동적으로 최적화될 수 있다. 여기서, 프로그램 코드는 동적의 최적화 코드, 이진 코드, 또는 이들의 조합을 포함할 수 있다.
컴파일러와 유사한, 이진 변환기와 같은 변환기는 코드를 정적 또는 동적으로 변환하여 코드를 최적화 및/또는 변환한다. 그러므로, 코드, 애플리케이션 코드, 프로그램 코드, 또는 기타 소프트웨어 환경의 실행이라는 것은 (1) 프로그램 코드를 컴파일하기 위해, 소프트웨어 구조를 유지하기 위해, 기타 동작을 수행하기 위해, 코드를 최적화하기 위해, 또는 코드를 변환하기 위해 동적 또는 정적으로 컴파일러 프로그램(들), 최적화 코드 최적화기, 또는 변환기의 실행, (2) 최적화된/컴파일된 애플리케이션 코드와 같은 동작/호출을 포함하는 메인 프로그램 코드의 실행, (3) 라이브러리와 같이, 기타 소프트웨어 관련된 동작을 수행하거나 코드를 최적화하기 위하여 소프트웨어 구조를 유지하는 메인 프로그램 코드와 연관된 기타 프로그램 코드의 실행, 또는 (4) 이들의 조합을 말할 수 있다.
본 발명이 제한된 개수의 실시예에 대해 기술되었지만, 본 기술에서 통상의 지식을 가진 자들에게는 이로부터 다수의 수정과 변경이 인식될 것이다. 첨부의 청구범위는 그러한 모든 수정과 변경이 본 발명의 참 사상과 범위 내에 속하는 것으로 망라하고자 한다.
설계는 시뮬레이션을 위한 창조에서부터 제조에 이르기까지 여러 단계를 거칠 수 있다. 설계를 표현하는 데이터는 다수의 방식으로 설계를 표현할 수 있다. 첫 번째로, 시뮬레이션에서 유용한 것으로서, 하드웨어는 하드웨어 서술 언어 또는 다른 기능적 서술 언어를 이용하여 표현될 수 있다. 또한, 로직 및/또는 트랜지스터 게이트를 가진 회로 레벨 모델은 설계 프로세서의 일부 단계에서 생성될 수 있다. 뿐만 아니라, 몇몇 단계에서, 대부분의 설계는 하드웨어 모델로 각종 디바이스의 물리적인 배치를 표현하는 데이터의 레벨에 이른다. 통상의 반도체 제조 기술이 사용되는 경우, 하드웨어 모델을 표현하는 데이터는 집적 회로를 제조하는데 사용되는 마스크 용도의 여러 마스크 층 상에 각종 특징의 존재 또는 부재를 명시하는 데이터일 수 있다. 설계의 임의의 표현에 있어서, 데이터는 임의의 형태의 머신 판독가능한 매체에 저장될 수 있다. 메모리 또는 디스크와 같은 자기 또는 광 저장소는 정보를 저장하기 위해 변조되거나 그렇지 않고 그러한 정보를 전송하기 위해 생성되는 광 또는 전기파를 통해 전송되는 정보를 저장하는 머신 판독가능한 매체일 수 있다. 코드나 설계를 표시 또는 전달하는 전기 반송파가 전기 신호의 복사, 버퍼링, 또는 재전송이 수행되는 범위에 이르기까지 전송될 때, 새로운 복사가 이루어진다. 그러므로, 통신 제공자 또는 네트워크 제공자는 유형의 머신-판독가능한 매체 상에, 적어도 일시적으로, 본 발명의 실시예들의 기술을 구현하는 반송파로 인코딩된 정보와 같은 물품을 저장할 수 있다.
본 명세서에서 사용된 모듈은 하드웨어, 소프트웨어, 및/또는 펌웨어의 임의의 조합을 말한다. 예로서, 모듈은 마이크로컨트롤러에 의해 실행되도록 적응된 코드를 저장하는 비-일시적인 매체와 연관되는 마이크로컨트롤러와 같은 하드웨어를 포함한다. 그러므로, 일 실시예에서, 모듈이라고 언급하는 것은 비-일시적 매체 상에 보유되는 코드를 인식 및/또는 실행하도록 구체적으로 구성된 하드웨어를 말하는 것이다. 뿐만 아니라, 다른 실시예에서, 모듈의 사용은 마이크로컨트롤러에 의해 실행되어 기설정된 동작을 수행하도록 명시적으로 적응된 코드를 포함하는 비-일시적 매체를 말한다. 또한 또 다른 실시예에서 추론될 수 있는 것처럼, (이 예에서) 모듈이라는 용어는 마이크로컨트롤러와 비-일시적 매체의 조합을 말할 수 있다. 종종 떼어져 있는 것처럼 도시되는 모듈 경계는 일반적으로 변하기도 하며 잠재적으로 중첩한다. 예를 들면, 제 1 및 제 2 모듈은 하드웨어, 소프트웨어, 펌웨어, 또는 이들의 조합을 공유하면서, 잠재적으로 일부의 독립적인 하드웨어, 소프트웨어, 또는 펌웨어를 유지할 수 있다. 일 실시예에서, 로직이라는 용어의 사용은 트랜지스터, 레지스터와 같은 하드웨어, 또는 프로그래머블 로직 디바이스와 같은 다른 하드웨어를 포함한다.
일 실시예에서, '로 구성된'이라는 문구의 사용은 지정되거나 결정된 작업을 수행하도록 장치, 하드웨어, 로직, 또는 소자를 배열, 조립, 제조, 판매 제안, 수입 및/또는 설계하는 것을 말한다. 이 예에서, 동작하지 않는 장치 또는 요소는 만일 이것이 지정된 작업을 수행하도록 설계되고, 연결되고, 및/또는 상호접속된다면 그 지정된 작업을 수행하도록 구성된다. 전적으로 예시적인 예로서, 로직 게이트는 동작 중에 0이나 1을 제공할 수 있다. 그러나 인에이블 신호를 클록에 제공'하도록 구성된' 로직 게이트라도 1이나 0을 제공할 수 있는 모든 잠재적인 로직 게이트를 포함하지는 않는다. 그 대신, 로직 게이트는 동작 중에 1이나 0의 출력이 생성하여 클럭을 인에이블시키게 하는 몇 가지 방식으로 연결된 로직 게이트이다. 되풀이하면 '로 구성된'이라는 용어의 사용은 동작을 필요로 하지 않지만, 그 대신 장치, 하드웨어, 및/또는 소자의 잠재한 상태에 초점을 맞추는 것임을 주목하여야 하며, 이 때 잠재적 상태에서 장치, 하드웨어, 및/또는 소자는 장치, 하드웨어, 및/또는 소자가 동작하고 있을 때 특별한 작업을 수행하도록 설계된다.
뿐만 아니라, 일 실시예에서, '하도록', '할 수 있는', 및/또는 '동작 가능한'이라는 문구의 사용은 장치, 로직, 하드웨어, 및/또는 소자를 명시된 방식으로 사용할 수 있게 하는 그런 방법으로 일부 장치, 로직, 하드웨어, 및/또는 소자가 설계된 것을 말한다. 일 실시예에서, 하도록, 할 수 있는, 또는 동작 가능한이라는 용어의 사용은 장치, 로직, 하드웨어, 및/또는 소자의 잠재한 상태를 말하며, 이때 장치, 로직, 하드웨어, 및/또는 소자는 동작하고 있지 않지만 명시된 방식으로 장치를 사용할 수 있게 하는 그러한 방식으로 설계되어 있다.
본 명세서에서 사용된 바와 같은 값은 개수, 상태, 논리 상태, 또는 이진 논리 상태의 임의의 공지된 표현을 포함한다. 종종, 논리 레벨, 논리 값, 또는 논리 값의 사용은 단순히 이진 논리 상태를 표현하는 1의 값 및 0의 값을 말하기도 한다. 예를 들면, 1은 하이 로직 레벨을 말하며 0은 로우 로직 레벨을 말한다. 일 실시예에서, 트랜지스터 또는 플래시 셀과 같은 저장 셀은 단일의 논리 값이나 여러 논리 값을 보유할 수 있다. 그러나, 컴퓨터 시스템에서 값의 다른 표현이 사용되고 있다. 예를 들면, 십진수 10은 1010이라는 이진 값 및 16진 문자 A로서 표현될 수도 있다. 그러므로, 값은 컴퓨터 시스템에서 보유될 수 있는 정보의 임의의 표현을 포함한다.
더욱이, 상태는 값 또는 값의 부분으로 표현될 수 있다. 예로서, 논리 1과 같은 제 1 값은 디폴트 또는 초기 상태를 표현할 수 있고, 반면 논리 0과 같은 제 2 값은 비-디폴트 상태를 표현할 수 있다. 또한, 일 실시예에서, 리셋 또는 셋이라는 용어는 각기 디폴트 및 갱신된 값이나 상태를 말한다. 예를 들면, 디폴트 값은 잠재적으로 하이 논리 값, 즉 리셋을 포함하며, 반면 갱신된 값은 잠재적으로 로우 논리 값, 즉 셋을 포함한다. 값들의 임의의 조합은 임의의 개수의 상태들을 표현하기 위해 활용될 수 있다.
전술한 방법, 하드웨어, 소프트웨어, 펌웨어 또는 코드 세트의 실시예들은 프로세싱 요소에 의해 실행 가능한 머신-액세스 가능한, 머신 판독가능한, 컴퓨터 액세스 가능한, 또는 컴퓨터 판독가능한 매체 상에 저장된 명령어 또는 코드를 통해 구현될 수 있다. 비-일시적 머신-액세스 가능한/판독 가능한 매체는 컴퓨터 또는 전자 시스템과 같은 머신에 의해 판독가능한 형태의 정보를 제공(즉, 저장 및/또는 전송)하는 임의의 메커니즘을 포함한다. 예를 들면, 비-일시적인 머신-액세스 가능한 매체는 정적 랜덤 액세스 메모리(RAM) 또는 동적 RAM(DRAM)과 같은 랜덤 액세스 메모리(RAM); ROM; 자기 또는 광 저장 매체; 플래시 메모리 디바이스; 전기 저장 디바이스; 광 저장 디바이스; 음향 저장 디바이스; 일시적(전파된) 신호(예를 들면, 반송파, 적외선 신호, 디지털 신호)로부터 수신된 정보를 보유하기 위한 다른 형태의 저장 디바이스, 등을 포함하며, 이들은 이들로부터 정보를 수신할 수 있는 비-일시적 매체와 구별될 것이다.
본 발명의 실시예들을 수행하는 로직을 프로그램하는데 사용되는 명령어는 DRAM, 캐시, 플래시 메모리, 또는 여타 저장소와 같은 시스템 내 메모리 내에 저장될 수 있다. 뿐만 아니라, 명령어는 네트워크를 통해 또는 다른 컴퓨터-판독가능한 매체에 의해 분산될 수 있다. 그래서 머신-판독가능한 매체는 머신(예를 들면, 컴퓨터)에 의해 판독가능한 형태로 정보를 저장 또는 전송하기 위한 임의의 메커니즘, 즉 이것으로 제한되지 않지만, 플로피 디스켓, 광 디스크, 컴팩트 디스크 판독 전용 메모리(CD-ROM), 및 광자기 디스크, 판독 전용 메모리(ROM), 랜덤 액세스 메모리(RAM), 소거가능한 프로그래머블 판독 전용 메모리(EPROM), 전기적으로 소거가능한 프로그래머블 판독 전용 메모리(EEPROM), 자기 또는 광 카드, 플래시 메모리, 또는 전기, 광, 음향, 또는 다른 형태의 전파 신호(예를 들면, 반송파, 적외선 신호, 디지털 신호 등)를 통해 인터넷을 거쳐 정보의 전송에 사용되는 유형의 머신-판독가능한 저장소를 포함할 수 있다. 따라서, 컴퓨터-판독가능한 매체는 전자 명령어 또는 정보를 머신(예를 들면, 컴퓨터)에 의해 판독가능한 형태로 저장 또는 전송하기에 적합한 임의의 형태의 유형의 머신-판독가능한 매체를 포함한다.
다음의 예들은 본 명세서에 따른 실시예들과 관련된다. 하나 이상의 실시예는 제 1 에이전트를 참조하고 배타적 상태에서 캐시될 메모리의 특정 라인을 요청하고, 하나 이상의 다른 에이전트들에게 의도된 스누프 요청을 송신하고, 제 2 에이전트를 참조하는 스누프 응답을 수신 - 스누프 응답은 메모리의 특정 라인에 대응하는 수정된 캐시 라인의 메모리로의 라이트백을 포함함 - 하고, 제 1 에이전트로 어드레스되는 완료를 송신 - 완료는 라이트백에 기초하여 메모리의 특정 라인의 데이터를 포함함 - 하라는 요청을 수신하는 장치, 시스템, 머신 판독 가능한 저장소, 머신 판독 가능한 매체, 및 방법을 제공할 수 있다.
적어도 일 예에서, 수정된 캐시 라인은 메모리의 특정 라인에 기록된다.
적어도 일 예에서, 제 2 에이전트의 캐시 라인은 수정된 캐시 라인이라고 결정된다. 완료는 제 2 에이전트의 캐시 라인이 수정된 캐시 라인이라는 결정에 기초하여 제 1 에이전트로부터의 요청에 대응하는 모든 스누프 요청에 대한 응답을 수신하기 전에 송신될 수 있다.
적어도 일 예에서, 스누프 요청은 스누프 무효 요청을 포함한다. 스누프 무효 요청은 메모리의 특정 라인에 대응하는 다른 수신 에이전트의 캐시를 무효화하는 것일 수 있다. 스누프 무효 요청은 메모리의 특정 라인 및 제 1 에이전트로부터의 요청에 포함된 명령을 식별할 수 있다.
적어도 일 예에서, 디렉토리 상태는 메모리의 특정 라인이 배타적 상태와 연관되어 있다고 표시하기 위해 천이될 수 있다.
하나 이상의 실시예는 배타적 상태에서 특정 캐시 라인의 요청을 송신하고, 메모리로부터 특정 캐시 라인에 대응하는 데이터를 수신 - 특정 데이터는 요청에 뒤이어 다른 에이전트에 의해 메모리에 라이트백된 데이터를 포함함 - 하라는 요청을 수신하는 장치, 시스템, 머신 판독 가능한 저장소, 머신 판독 가능한 매체, 및 방법을 제공할 수 있다.
적어도 일 예에서, 특정 캐시 라인은 요청에 앞서 무효 상태에 있다.
적어도 일 예에서, 배타적 상태는 특정 캐시 라인에 있는 데이터의 카피가 메모리와 일치하고 배타적 카피라는 것을 표시하는 E-상태이다.
적어도 일 예에서, 특정 데이터는 특정 캐시 라인으로 카피된다. 특정 캐시 라인은 특정 데이터를 수신한 것에 기초하여 배타적 상태로 천이될 수 있다.
적어도 일 예에서, 다른 에이전트에 의해 메모리에 라이트백된 데이터는 배타적 상태에서 특정 캐시 라인의 요청에 대응하는 스누프에 응답하여 반환된 데이터를 포함한다.
적어도 일 예에서, 스누프는 복수의 스누프 중 하나이며 특정 데이터는 각각의 스누프 요청에 대해 응답이 반환되기 전에 수신된다.
하나 이상의 실시예는 명시적 라이트백 요청을 수신 - 명시적 라이트 백 요청은 메모리의 특정 라인에 대응하는 수정된 캐시 라인에 대응하고, 명시적 라이트백 요청은 다른 캐시가 메모리의 특정 라인을 요청하는 것을 표시하는 힌트를 포함함 - 하고, 수정된 캐시 라인의 데이터를 메모리의 특정 라인에 기록하기 전에 수정된 캐시 라인의 데이터를 다른 캐시에 푸시할지를 결정하고, 명시적 라이트백 요청에 대응하는 완료를 송신하라는 요청을 수신하는 장치, 시스템, 머신 판독 가능한 저장소, 머신 판독 가능한 매체, 및 방법을 제공할 수 있다.
적어도 일 예에서, 데이터를 푸시하지 않기로 결정하는 것은 수정된 캐시 라인의 데이터가 메모리의 특정 라인에 기록되게 한다.
적어도 일 예에서, 수정된 캐시 라인의 데이터는 다른 캐시로 푸시되지 않는다.
적어도 일 예에서, 메모리의 특정 라인에 대응하는 디렉토리 상태는 배타적 상태에서 무효 상태로 천이될 수 있다.
적어도 일 예에서, 데이터를 푸시하기로 결정하는 것은 수정된 캐시 라인의 데이터가 다른 캐시에 대응하는 제 1 캐시 에이전트로 송신되게 하여 수정된 캐시 라인의 데이터가 다른 캐시의 대응하는 캐시 라인에 기록되게 한다.
적어도 일 예에서, 메모리의 특정 라인에 대응하는 디렉토리 상태는 다른 캐시가 메모리의 특정 라인의 배타적 카피를 갖는 것을 표시하는 상태로 천이한다.
적어도 일 예에서, 명시적 라이트백 요청은 수정된 캐시 라인에 대응하는 상이한 제 2 캐시 에이전트로부터의 단일의 코히어런스 프로토콜 요청을 포함한다.
적어도 일 예에서, 데이터를 푸시하기로 결정하는 것은 다른 캐시가 로컬 캐시인지를 결정하는 것을 포함한다.
적어도 일 예에서, 데이터를 푸시하기로 결정하는 것은 메모리의 특정 라인의 다른 미해결 요청이 있는지를 결정하는 것을 포함한다.
하나 이상의 실시예는 명시적 라이트백 요청을 홈 에이전트로 송신 - 명시적 라이트백 요청은 메모리의 특정 라인에 대응하는 수정된 캐시 라인에 대응하며, 명시적 라이트백 요청은 다른 캐시가 메모리의 특정 라인을 요청하는 것을 표시하는 힌트를 포함함 - 하고, 홈 에이전트로부터 명시적 라이트백 요청에 대한 완료를 수신하라는 요청을 수신하는 장치, 시스템, 머신 판독 가능한 저장소, 머신 판독 가능한 매체, 및 방법을 제공할 수 있다.
적어도 일 예에서, 명시적 라이트백 요청의 송신 이후에 수정된 캐시 라인은 수정된 상태로부터 무효 상태로 천이한다.
적어도 일 예에서, 명시적 라이트백 요청은 수정된 캐시 라인의 데이터가 메모리의 특정 라인에 기록되지 않고 다른 캐시에 기록되게 한다.
적어도 일 예에서, 명시적 라이트백 요청은 단일의 코히어런스 프로토콜 요청을 포함한다.
적어도 일 예에서, 명시적 라이트백 요청은 다른 캐시를 식별한다.
하나 이상의 실시예는 라이트백 플러시 메시지(a writeback flush message)를 수신하고, 특정의 영구 메모리로의 메모리 제어기의 미결 기록들(pending writes)의 세트를 식별하고, 라이트백 플러시 메시지에 기초하여 특정의 영구 메모리로의 미결 기록들의 세트를 모두 기록하라는 요청을 수신하는 장치, 시스템, 머신 판독 가능한 저장소, 머신 판독 가능한 매체, 및 방법을 제공할 수 있다.
적어도 일 예에서, 라이트백 플러시 메시지는 코히어런스 프로토콜 메시지를 포함한다.
적어도 일 예에서, 라이트백 플러시 메시지는 캐시 에이전트에 의해 생성된다.
적어도 일 예에서, 미결 기록들의 세트는 메모리 제어기의 모든 미결 기록들을 포함한다.
청구항 40의 장치에서, 라이트백 플러시 메시지는 메모리 제어기를 식별한다.
적어도 일 예에서, 라이트백 플러시 메시지는 특정의 영구 메모리에 대응하는 메모리 어드레스를 식별한다.
적어도 일 예에서, 라이트백 플러시 메시지는 전력 고장 관리 활동에 대응한다.
하나 이상의 시스템은 캐시의 특정 라인이 포워드 상태에 있다는 것을 식별하고, 캐시의 특정 라인에 대응하는 요청을 수신하고, 요청에 대한 응답에 뒤이어 포워드 상태를 유지할지 여부를 결정하고, 요청에 응답하라는 요청을 수신하는 장치, 시스템, 머신 판독 가능한 저장소, 머신 판독 가능한 매체, 및 방법을 제공할 수 있다
적어도 일 예에서, 포워드 상태를 유지할지 여부를 결정하는 것은 에이전트의 구성 파라미터의 값을 결정하는 것을 포함하며, 구성 파라미터의 값은 포워드 상태가 유지될지 여부를 식별한다.
적어도 일 예에서, 구성 파라미터의 값은 변할 수 있다. 포워드 상태를 유지할지 여부를 결정하는 것은 응답에 뒤이어 포워드 상태를 유지하기로 결정하는 것을 포함할 수 있다. 포워드 상태를 유지할지 여부를 결정하는 것은 응답에 뒤이어 포워드 상태로부터 천이하기로 결정하는 것을 포함할 수 있다. 적어도 일 예에서, 포워드 상태는 포워드 상태에서 공유 상태로 천이한다. 적어도 일 예에서, 포워드 상태는 포워드 상태에서 무효 상태로 천이한다.
적어도 일 예에서, 요청은 스누프를 포함한다. 요청에 응답하는 것은 데이터를 캐시의 특정 라인으로부터 다른 에이전트로 포워딩하는 것을 포함할 수 있다.
하나 이상의 실시예는 팬아웃 스누프 요청을 생성하는 프로토콜 계층 로직과, 팬아웃 스누프 요청에 따라 스누프를 수신하는 복수의 에이전트를 식별하고, 스누프 요청을 복수의 에이전트들에게 송신하는 라우팅 계층 로직을 포함하는 에이전트를 제공하라는 요청을 수신하는 장치, 시스템, 머신 판독 가능한 저장소, 머신 판독 가능한 매체, 및 방법을 제공할 수 있다.
적어도 일 예에서, 복수의 에이전트들은 대응하는 팬아웃 콘에 속한 각각의 에이전트를 식별하는 구성 파라미터로부터 식별된다.
적어도 일 예에서, 구성 파라미터는 어드레스에 의해 각각의 에이전트를 식별한다.
적어도 일 예에서, 팬아웃 스누프가 하나 이상의 에이전트들을 스누프하는데 사용될 수 있는지 여부가 결정될 수 있다.
적어도 일 예에서, 에이전트는 홈 에이전트며 스누프 요청은 포워드 또는 공유 상태 중 어느 한 상태에서 캐시 데이터를 얻는 스누프를 각각 포함한다.
적어도 일 예에서, 스누프 요청은 수정 상태, 배타적 상태, 포워드 상태 또는 공유 상태 중 어느 한 상태에서 캐시 데이터를 획득하는 스누프를 각각 포함한다.
적어도 일 예에서, 스누프 요청은 수정 상태 또는 배타적 상태 중 어느 한 상태에서 캐시 데이터를 획득하는 스누프를 각각 포함한다.
적어도 일 예에서, 스누프 요청은 각각의 에이전트의 캐시에 대한 스누프를 각각 포함하며, 수정 상태에서 데이터는 메모리에 플러시된다.
적어도 일 예에서, 스누프 요청 중 하나 이상의 요청에 대한 스누프 응답이 수신될 수 있다.
하나 이상의 예는 프로토콜 계층을 포함하는 계층화된 프로토콜 스택을 포함하는 에이전트를 더 제공할 수 있으며, 프로토콜 계층은 배타적 코히어런스 상태 데이터를 허용하는 판독 무효 요청을 개시한다.
하나 이상의 예는 프로토콜 계층을 포함하는 계층화된 프로토콜 스택을 포함하는 에이전트를 더 제공할 수 있으며, 프로토콜 계층은 데이터를 수신하지 않고 캐시 라인의 라이트백을 표시하여 캐시 라인의 배타적 소유권을 요청하는 무효를 개시한다.
적어도 일 예에서, 캐시 라인을 라이트백하는 것은 가까운 시간 프레임 내에 있다.
하나 이상의 예는 프로토콜 계층을 포함하는 계층화된 프로토콜 스택을 포함하는 에이전트를 더 제공할 수 있으며, 프로토콜 계층은 데이터를 영구 메모리에 플러시하게 하는 라이트백 플러시 요청을 개시한다.
하나 이상의 예는 프로토콜 계층을 포함하는 계층화된 프로토콜 스택을 포함하는 에이전트를 더 제공할 수 있으며, 프로토콜 계층은 스누프 요청이 팬아웃 콘 내의 피어 에이전트들에게 생성되게 하는 단일의 팬아웃 스누프 요청을 개시한다.
하나 이상의 예는 프로토콜 계층을 포함하는 계층화된 프로토콜 스택을 포함하는 에이전트를 더 제공할 수 있으며, 프로토콜 계층은 참조된 캐시 라인이 데이터를 메모리에 기록하지 않고 로컬 캐시에 푸시될 수 있는 홈 에이전트로의 캐시-푸시 힌트를 이용한 명시적 라이트백 요청을 개시한다.
적어도 일 예에서, 캐시 라인은 M 상태에서 저장하는 것일 수 있다.
하나 이상의 예는 프로토콜 계층을 포함하는 계층화된 프로토콜 스택을 포함하는 에이전트를 더 제공할 수 있으며, 프로토콜 계층은 포워드 상태를 공유 데이터와 연관되게 유지하면서, 공유 데이터의 포워드를 개시한다.
본 명세서 전체에서 "일 실시예" 또는 실시예"라는 언급은 실시예와 관련하여 기술된 특정한 특징, 구조, 또는 특성이 본 발명의 적어도 하나의 실시예에 포함되어 있다는 것을 의미한다. 그래서, 본 명세서의 여러 곳에서 "일 실시예에서" 또는 "실시예에서"라는 문구의 출현은 반드시 동일한 실시예를 언급하는 것은 아니다. 뿐만 아니라, 특정한 특징, 구조, 또는 특성은 하나 이상의 실시예들에서 임의의 적절한 방식으로 조합될 수 있다.
전술한 명세서에서, 상세한 설명은 특정한 예시적인 실시예를 참조하여 제공되었다. 그러나, 첨부의 청구범위에서 진술되는 바와 같이 본 발명의 폭넓은 정신 및 범주를 벗어나지 않으면서 다양한 수정 및 변경이 이루어질 수 있다는 것이 분명할 것이다. 따라서, 명세서와 도면은 제한적인 의미라기보다 오히려 예시적인 의미로 간주된다. 뿐만 아니라, 실시예 및 다른 예시적인 언어의 전술한 사용은 반드시 동일한 실시예 또는 동일한 예를 언급하는 것이 아니고, 상이하고 구별되는 실시예는 물론이고 잠재적으로 동일한 실시예를 언급할 수 있다.

Claims (24)

  1. 적어도 하나의 프로세서, 캐시 및 제 1 코히어런스 에이전트(a first coherence agent)를 구비한 노드(a node)를 포함하는 장치로서,
    상기 제 1 코히어런스 에이전트는,
    홈 에이전트(a home agent)로부터 스누프 요청(a snoop request)을 수신하는 것―상기 스누프 요청은 스누프 무효 요청을 포함하며, 상기 스누프 요청은 제 2 코히어런스 에이전트에 의해 상기 홈 에이전트에 전송된 요청에 대응하며, 상기 스누프 요청은 상기 홈 에이전트의 노드 식별자(NID)로 인코딩되어 있는 어드레스 필드를 포함함―과,
    스누프 응답(a snoop response)을 생성하는 것―상기 스누프 응답은 명령 필드(a command field), 목적지 NID 필드, 홈 트랜잭션 식별자(TID) 필드, 및 데이터를 포함하며, 상기 명령 필드는 상기 스누프 응답이 묵시적 라이트백(an implicit writeback)을 포함하고 있다는 것을 표시하도록 인코딩되며, 상기 목적지 NID 필드는 상기 홈 에이전트의 NID로 인코딩되어 있으며, 상기 홈 TID 필드는 상기 스누프 요청을 처리하기 위해 상기 홈 에이전트에 의해 할당되는 자원(a resource)을 식별하도록 인코딩되어 있으며, 상기 데이터는 메모리에 라이트백되는 것임―과,
    상기 스누프 응답을 상기 홈 에이전트에 전송하는 것과,
    상기 스누프 응답에 기초하여 상기 캐시의 상태를 변경하는 것을 수행하는
    장치.
  2. 제 1 항에 있어서,
    상기 캐시의 상태는 정의된 상태들의 세트 중의 하나인
    장치.
  3. 제 2 항에 있어서,
    상기 정의된 상태들의 세트는 수정된 상태, 배타적 상태, 공유된 상태 및 무효 상태를 포함하는
    장치.
  4. 제 1 항에 있어서,
    상기 캐시의 상태는 무효 상태로 변경되는
    장치.
  5. 제 4 항에 있어서,
    상기 캐시의 상태는 수정된 상태에서 상기 무효 상태로 변경되는
    장치.
  6. 제 5 항에 있어서,
    상기 스누프 응답은 상기 수정된 상태에 기초한 상기 묵시적 라이트백을 포함하는
    장치.
  7. 제 1 항에 있어서,
    상기 스누프 무효 요청은 상기 홈 에이전트와 관련된 배타적 디렉토리 상태에 기초하는
    장치.
  8. 제 1 항에 있어서,
    상기 데이터는 상기 묵시적 라이트백에 기초하여 메모리에 라이트백되는
    장치.
  9. 제 8 항에 있어서,
    상기 데이터는 상기 데이터가 메모리에 라이트백되는 것과 동시에 상기 캐시로부터 플러싱(flush)되는
    장치.
  10. 메모리의 홈 에이전트에서, 제 1 캐싱 에이전트로부터의 판독 요청을 수신하는 단계―상기 판독 요청은 상기 메모리의 특정 라인에 대응함―와,
    상기 판독 요청에 응답하여 스누프 요청을 제 2 캐싱 에이전트에 전송하는 단계―상기 스누프 요청은 명령 필드, 어드레스 필드, 목적지 노드 식별자(NID) 필드, 요청자 NID 필드, 요청자 트랜잭션 식별자(TID) 필드 및 홈 TID 필드를 포함하며, 상기 스누프 요청의 명령 필드는 상기 스누프 요청이 스누프 무효를 포함하고 있다는 것을 표시하도록 인코딩되며, 상기 스누프 요청의 홈 TID 필드는 상기 스누프 요청을 처리하기 위해 상기 홈 에이전트에 의해 할당된 자원을 식별함―과,
    상기 스누프 요청에 응답하여 상기 제 2 캐싱 에이전트로부터 스누프 응답을 수신하는 단계―상기 스누프 응답은 명령 필드, 목적지 NID 필드, 홈 TID 필드, 및 상기 제 2 캐싱 에이전트에 대응하는 캐시로부터의 데이터를 포함하며, 상기 스누프 응답의 명령 필드는 상기 스누프 응답이 묵시적 라이트백을 포함하고 있다는 것을 표시하도록 인코딩됨―와,
    상기 데이터를 상기 메모리의 상기 특정 라인에 기입하는 단계와,
    상기 데이터를 상기 특정 라인에 기입하는 것에 기초하여 상기 메모리의 특정 라인의 상태를 무효 상태로 변경하는 단계와,
    상기 판독 요청에 응답하여 상기 제 1 캐싱 에이전트에 완료를 전송하는 단계와,
    상기 완료에 기초하여 상기 메모리의 특정 라인의 상태를 배타적 상태로 변경하는 단계를 포함하는
    방법.
  11. 제 10 항에 있어서,
    상기 메모리의 특정 라인의 상태는 배타적 상태에서 무효 상태로 변경되는
    방법.
  12. 제 10 항에 있어서,
    상기 판독 요청은 상기 제 1 캐싱 에이전트가 상기 메모리의 특정 라인의 소유권을 배타적 상태에서 획득하게 하는 요청을 포함하는
    방법.
  13. 제 12 항에 있어서,
    상기 완료는 데이터가 부재하다는 것을 포함하는
    방법.
  14. 제 10 항에 있어서,
    상기 완료는 상기 데이터를 포함하는
    방법.
  15. 제 10 항에 있어서,
    상기 판독 요청은 판독 무효(Rdinv) 요청을 포함하는
    방법.
  16. 제 15 항에 있어서,
    상기 판독 무효 요청은 상기 메모리의 특정 라인에 대응하는 알려지지 않은 디렉토리 상태에 대응하는
    방법.
  17. 제 15 항에 있어서,
    상기 판독 무효 요청은 상기 특정 라인의 배타적 카피가 요청된다는 것을 나타내는
    방법.
  18. 머신에 의해 실행될 때 상기 머신에 의해 아래의 동작을 수행하게 하는 명령어가 저장된 적어도 하나의 비일시적인 머신 판독가능 저장 매체로서,
    상기 동작은,
    홈 에이전트로부터 스누프 요청을 수신하는 것―상기 스누프 요청은 스누프 무효 요청을 포함하며, 상기 스누프 요청은 제 2 코히어런스 에이전트에 의해 상기 홈 에이전트에 전송된 요청에 대당하며, 상기 스누프 요청은 상기 홈 에이전트의 노드 식별자(NID)로 인코딩되어 있는 어드레스 필드를 포함함―과,
    스누프 응답을 생성하는 것―상기 스누프 응답은 명령 필드, 목적지 NID 필드, 홈 트랜잭션 식별자(TID) 필드, 및 데이터를 포함하며, 상기 명령 필드는 상기 스누프 응답이 묵시적 라이트백을 포함하고 있다는 것을 표시하도록 인코딩되며, 상기 목적지 NID 필드는 상기 홈 에이전트의 NID로 인코딩되어 있으며, 상기 홈 TID 필드는 상기 스누프 요청을 처리하기 위해 상기 홈 에이전트에 의해 할당되는 자원을 식별하도록 인코딩되어 있으며, 상기 데이터는 메모리에 라이트백되는 것임―과,
    상기 스누프 응답을 상기 홈 에이전트에 전송하는 것과,
    상기 스누프 응답에 기초하여 캐시의 상태를 변경하는 것을 수행하는
    머신 판독가능 저장 매체.
  19. 머신에 의해 실행될 때 상기 머신에 의해 아래의 동작을 수행하게 하는 명령어가 저장된 적어도 하나의 비일시적인 머신 판독가능 저장 매체로서,
    상기 동작은,
    판독 요청에 응답하여 스누프 요청을 제 2 캐싱 에이전트에 전송하는 것―상기 스누프 요청은 명령 필드, 어드레스 필드, 목적지 노드 식별자(NID) 필드, 요청자 NID 필드, 요청자 트랜잭션 식별자(TID) 필드 및 홈 TID 필드를 포함하며, 상기 스누프 요청의 명령 필드는 상기 스누프 요청이 스누프 무효를 포함하고 있다는 것을 표시하도록 인코딩되며, 상기 스누프 요청의 홈 TID 필드는 상기 스누프 요청을 처리하기 위해 상기 홈 에이전트에 의해 할당된 자원을 식별함―과,
    상기 스누프 요청에 응답하여 상기 제 2 캐싱 에이전트로부터 스누프 응답을 수신하는 것―상기 스누프 응답은 명령 필드, 목적지 NID 필드, 홈 TID 필드, 및 상기 제 2 캐싱 에이전트에 대응하는 캐시로부터의 데이터를 포함하며, 상기 스누프 응답의 명령 필드는 상기 스누프 응답이 묵시적 라이트백을 포함하고 있다는 것을 표시하도록 인코딩됨―과,
    상기 데이터를 상기 메모리의 상기 특정 라인에 기입하는 것과,
    상기 데이터를 상기 특정 라인에 기입하는 것에 기초하여 상기 메모리의 특정 라인의 상태를 무효 상태로 변경하는 것과,
    상기 판독 요청에 응답하여 상기 제 1 캐싱 에이전트에 완료를 전송하는 것과,
    상기 완료에 기초하여 상기 메모리의 특정 라인의 상태를 배타적 상태로 변경하는 것을 수행하는
    머신 판독가능 저장 매체.
  20. 시스템으로서,
    제 1 프로세서, 제 1 캐시 및 제 1 캐싱 에이전트를 구비한 제 1 노드와,
    제 2 프로세서, 제 2 캐시 및 제 2 캐싱 에이전트를 구비한 제 2 노드와,
    제 3 프로세서, 메모리 및 제 3 캐싱 에이전트를 구비한 제 3 노드를 포함하며,
    상기 제 3 캐싱 에이전트는 프로토콜 로직을 포함하되,
    상기 프로토콜 로직은,
    상기 메모리의 특정 라인으로부터의 데이터를 위해 상기 제 1 캐싱 에이전트로부터 판독 요청을 수신하는 것과,
    상기 판독 요청에 응답하여 스누프 요청을 상기 제 2 캐싱 에이전트에 전송하는 것―상기 스누프 요청은 상기 스누프 요청이 스누프 무효를 포함하고 있다는 것을 표시하도록 인코딩된 명령 필드를 포함함―과,
    상기 스누프 요청에 응답하여 상기 제 2 캐싱 에이전트로부터 스누프 응답을 수신하는 것―상기 스누프 응답은 상기 제 2 캐시로부터의 데이터와, 상기 스누프 응답이 묵시적 라이트백을 포함하고 있다는 것을 표시하도록 인코딩된 명령 필드를 포함함―과,
    상기 스누프 응답에 응답하여 상기 데이터를 상기 메모리의 상기 특정 라인에 기입하는 것과,
    상기 묵시적 라이트백에 기초하여 상기 특정 라인의 디렉토리 상태를 무효 상태로 변경하는 것과,
    상기 판독 요청에 응답하여 상기 제 1 캐싱 에이전트에 완료를 전송하는 것―상기 완료는 상기 데이터를 포함함―과,
    상기 완료를 전송하는 것에 기초하여 상기 특정 라인의 디렉토리 상태를 배타적 상태로 변경하는 것을 수행하는
    시스템.
  21. 제 20 항에 있어서,
    상기 제 3 캐싱 에이전트는 홈 에이전트를 포함하는
    시스템.

  22. 제 20 항에 있어서,
    상기 제 1 노드, 상기 제 2 노드 및 상기 제 3 노드는 상기 시스템 내의 복수의 링크에 의해 상호 접속되는
    시스템.
  23. 제 22 항에 있어서,
    상기 복수의 링크는 캐시 코히어런트 멀티레이어 상호접속 프로토콜을 따르는
    시스템.
  24. 홈 에이전트로부터 스누프 요청을 수신하는 수단―상기 스누프 요청은 스누프 무효 요청을 포함하며, 상기 스누프 요청은 제 2 코히어런스 에이전트에 의해 상기 홈 에이전트에 전송된 요청에 대응하며, 상기 스누프 요청은 상기 홈 에이전트의 노드 식별자(NID)로 인코딩되어 있는 어드레스 필드를 포함함―과,
    스누프 응답을 생성하는 수단―상기 스누프 응답은 명령 필드, 목적지 NID 필드, 홈 트랜잭션 식별자(TID) 필드, 및 데이터를 포함하며, 상기 명령 필드는 상기 스누프 응답이 묵시적 라이트백을 포함하고 있다는 것을 표시하도록 인코딩되며, 상기 목적지 NID 필드는 상기 홈 에이전트의 NID로 인코딩되어 있으며, 상기 홈 TID 필드는 상기 스누프 요청을 처리하기 위해 상기 홈 에이전트에 의해 할당되는 자원을 식별하도록 인코딩되어 있으며, 상기 데이터는 메모리에 라이트백되는 것임―과,
    상기 스누프 응답을 상기 홈 에이전트에 전송하는 수단과,
    상기 스누프 응답에 기초하여 캐시의 상태를 변경하는 수단을 포함하는
    시스템.
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