对于只有两种路的传统缓存，每组一个位可用于跟踪 LRU。在对命中的集合进行任何访问时，可以将该位设置为未命中的方式。
对于更大的关联性，状态的数量急剧增加：路数的阶乘。因此，4 路缓存将有 24 个状态，每组需要 5 位，而 8 路缓存将有 40,320 个状态，每组需要 16 位。除了存储开销之外，更新值的开销也更大。
对于 4 路缓存，以下状态编码似乎工作得相当好：两位表示最近使用的路号，两位表示下一个最近使用的路号，以及一位指示是否较高或最近使用的编号较低的方式。
- 当 MRU 命中时，状态不会改变。
- 在下一个 MRU 命中时，两个位字段将被交换。
- 在其他命中时，对另外两个路的编号进行解码，命中的路的编号被放置在第一个两位部分中，并且前一个MRU路编号被放置在第二个两位部分中。最后一位的设置取决于下一个 MRU 路号是否高于或低于最近较少使用的路号not hit.
- 如果未命中，状态会更新，就像发生了 LRU 命中一样。
由于 LRU 跟踪具有如此大的开销，因此通常使用二叉树伪 LRU 等更简单的机制。在命中时，这样只会更新树的每个分支部分，命中的相关路的一半。对于路数 W 的幂，二叉树 pLRU 缓存每组将具有 W-1 位状态。 8 路高速缓存的路 6 中的命中（使用 3 级二叉树）将清除树底部的位，以指示下半路 (0,1,2,3) 较少最近使用过，清除下一级的较高位以指示这些方式 (4,5) 的下半部分最近较少使用，并设置最终级别的较高位以指示这些方式的上半部分 (7)最近使用较少。不必读取此状态来更新它可以简化硬件。
对于倾斜关联性，不同的方式使用不同的散列函数，已经提出了类似缩写时间戳的东西（例如，“倾斜关联缓存的分析和替换”，Mark Brehob 等人，1997）。使用未命中计数器比循环计数更合适，但基本思想是相同的。
对于两个核心尝试同时写入同一缓存行时发生的情况，这是通过在给定时间仅允许一个 L1 缓存使缓存行处于独占状态来处理的。实际上，存在一场竞赛，一个核心将获得独占访问权。如果只有一个写入核心已经拥有缓存行shared州，它可能更有可能赢得比赛。当缓存行处于共享状态时，缓存只需向该缓存行的其他潜在持有者发送失效请求即可；如果缓存行不存在，则写入通常需要请求缓存行数据以及请求独占状态。
不同内核对同一高速缓存行的写入（无论是相同的特定地址，还是在错误共享的情况下，写入数据行内的另一个地址）可能会导致“高速缓存行乒乓球”，其中不同的内核使高速缓存无效其他缓存中的行以获得独占访问（执行写入），以便缓存行像乒乓球一样在系统中弹跳。
