б також знати, чи є інші кешированниє копії блоку, оскільки в разі відсутності таких копій, запис можна не посилати на шину, що скорочує час на виконання запису, а також необхідну смугу пропускання. p align="justify"> Щоб відстежити, чи є блок розділяються, ми можемо ввести додатковий біт стану (shared), пов'язаний з кожним блоком, точно також як це робилося для бітів достовірності (valid) і модифікації (modified або dirty) блоку . Додавши біт стану, що визначає чи є блок розділяються, ми можемо вирішити питання про те, чи повинна запис генерувати операцію анулювання в протоколі з анулюванням, або операцію трансляції при використанні протоколу з оновленням. Якщо відбувається запис в блок, що знаходиться в стані "розділяється" при використанні протоколу запису з анулюванням, кеш формує на шині операцію анулювання і позначає блок як приватний "private". Ніяких подальших операцій анулювання цього блоку даний процесор посилати більше не буде. Процесор з винятковою "exclusive" копією блоку кеш-пам'яті зазвичай називається "власником" "owner" блоку кеш-пам'яті. p align="justify"> При використанні протоколу запису з оновленням, якщо блок знаходиться в стані "розділяється", то кожен запис в цей блок повинна транслюватися. У разі протоколу з анулюванням, коли посилається операція анулювання, стан блоку міняється з "розділяється" на "неподілюваний" або "приватний". Пізніше, якщо інший процесор запитає цей блок, стан знову має змінитися на "розділяється". Оскільки наш спостерігач кеш бачить також всі промахи, він знає, коли цей блок кеша запитується іншим процесором, і його стан повинен стати "розділяється". p align="justify"> Оскільки будь-яка транзакція на шині контролює адресні теги кеша, потенційно це може приводити до конфліктів із зверненнями до кешу з боку процесора. Число таких потенційних конфліктів можна знизити застосуванням одного з двох методів: дублюванням тегів, або використанням багаторівневих кешів з "охопленням" (inclusion), в яких рівні, що знаходяться ближче до процесора є поднабором рівнів, що знаходяться далі від нього. Якщо теги дублюються, то звернення процесора і спостереження за шиною можуть виконуватися паралельно. Звичайно, якщо при зверненні процесора відбувається промах, він повинен буде виконувати арбітраж з механізмом спостереження для оновлення обох наборів тегів. Точно також, якщо механізм спостереження за шиною знаходить співпадаючий тег, йому буде потрібно проводити арбітраж і звертатися до обох наборам тегів кеша (для виконання анулювання або оновлення бита "розділяється"), можливо також і до масиву даних в кеші, для знаходження копії блоку . Таким чином, при використанні схеми дублювання тегів процесор повинен призупинитися тільки в тому випадку, якщо він виконує звернення до кешу в той же самий момент часу, коли механізм спостереження виявив копію в кеші. Більше того, активність механізму спостереження затримується тільки коли кеш має справу з промахом. p align="justify"> Системи з локальною ...
