缓存写策略与脏块回写

形式陈述

对缓存块，写策略至少有两个独立选择。Write-through（WT）在写命中时更新缓存并把这次写送到下层；write-back（WB）先只改缓存，把该块标dirty，逐出或显式flush时再把最新块写回。

写缺失时，write-allocate（WA）先取得该块，再在缓存内修改；no-write-allocate（NWA）把写送往下层而不在本层分配该块。本文对WA先取完整块，保留未写字节；不使用整块覆盖优化。WB/WT与WA/NWA是两个轴，常见组合不等于唯一合法组合。

dirty表示“当前缓存副本相对于下层需要回写”，不是“值非零”，也不是“最近访问过”。有效dirty块被替换前，必须用旧tag和index重建旧块地址并保存数据；然后才能覆盖tag与数据。

直觉

WB合并同一块上的多次小写，减少向下层传送的次数；代价是最新值可能暂时只在缓存里。WT更早传播每次写，但下层接收、写缓冲排空和掉电保存依然是不同事件。

写缺失是否分配决定“要不要把这个对象带进缓存”。若只是一次流式写，带入整块可能没有复用；若稍后立即读回，分配又可能有利。这里没有不依赖工作负载的万能组合。

例子与边界

取单行缓存、B=8，初始内存全零，依次执行 W04=9; W04=10; R04; R20，均为四字节访问。用需求传输计费、结束时不额外flush：

策略	填入整块	向下层word写	脏块回写	说明
WB+WA	2	0	1	两写合并，R20逐出含10的块0
WT+WA	2	2	0	两次写均下传，之后逐出干净块
WT+NWA	2	2	0	两写都不分配；R04才填块0，R20再填块4

最后两种总传输数在此例恰相同，命中轨迹不同：WT+WA的第二写和R04命中，WT+NWA的两个写都缺失，R04也缺失。不能由一个总数反推出策略。

块0的前四字节原来组成7，后四字节原来组成8。对0x04写9后，块应为 (7,9)。若WA只把写入word放入一块未初始化缓冲，未来回写整块就可能破坏前面的7；“本次只写四字节”不能为其余字节丢失开脱。

共同终点任务的两路配置结束时，块0x08仍dirty，缓存中word为13而下层仍为0。需求访问已经给出正确读值，但若题目另要求把所有修改送到下层，必须追加一次回写。直接映射配置在需求过程中已经逐出了这个块，所以没有同样的追加动作。

推论与应用

flush到某一缓存下层不等于数据已跨过断电保护边界。WAL讨论日志与数据页的恢复先后，也不能替CPU缓存自动提供持久化保证。这里的下层可仍是易失的另一层cache或DRAM。

多核下，dirty还必须与缓存一致性的写权限协调：不能让两份私有脏副本同时自称最新。WB解决何时传播数据，一致性协议解决谁有资格读写和谁负责提供最新数据。

参考资料

UC Berkeley CS61C，Direct Mapped Cache 与 Fully Associative Cache，课程笔记，访问于 2026-10-08。
John L. Hennessy and David A. Patterson, Computer Architecture: A Quantitative Approach, 6th ed., 2017，Appendix B。本文传输数量以明示的word写与整块搬运分别计费。