前言

這個是在面試的時候遇到的問題，當(dāng)時沒有答出來。回到家以后查了查，整理記錄下來。 原問題：什么指令集支持原子操作？其原理是什么？如果考慮到全部的指令集，問題太大了，這里簡化下。以X86和ARM為例。 原子操作是不可分割的操作，在執(zhí)行完畢時它不會被任何事件中斷。在單處理器系統(tǒng)(UniProcessor，簡稱 UP)中，能夠在單條指令中完成的操作都可以認為是原子操作，因為中斷只能發(fā)生在指令與指令之間。 比如，C語言代碼 ? 如果未經(jīng)優(yōu)化，有可能生成如下匯編： ? ? 這樣在有多個進程執(zhí)行這段代碼時，就有可能產(chǎn)生并發(fā)問題： ? ? 這就會出現(xiàn)問題。 在單處理器中，解決這個問題的方法是，將count++語句翻譯成單指令操作 X86指令集支持inc操作，這樣count操作可以在一條指內(nèi)完成。 進程的上下文切換總是在一條指令執(zhí)行之后完成，所以不會出現(xiàn)上述的并發(fā)問題。對于單處理器來說，一條處理器指令就是一個原子操作。 同樣，ARM里的SWP和X86里的XCHG都是對于單處理器來說，是原子操作。 但是，在多處理器系統(tǒng)(Symmetric Multi-Processor，簡稱 SMP)中情況有所不同，由于系統(tǒng)中有多個處理器在獨立的運行，即使在能單條指令中完成的操作也可能受到干擾。因為這個時候并發(fā)的主題不再是進程，而是處理器。

X86架構(gòu)

Intel X86指令集提供了指令前綴lock用于鎖定前端串行總線FSB，保證了指令執(zhí)行時不會收到其他處理器的干擾。 比如： 使用lock指令前綴之后，處理期間對count內(nèi)存的并發(fā)訪問（Read/Write）被禁止，從而保證了指令的原子性。 如圖所示： X86LOCK 其原理在Intel開發(fā)手冊有如下說明：

在執(zhí)行伴隨的指令期間使處理器的LOCK＃信號有效（將指令變?yōu)樵又噶睿Ｔ诙嗵幚砥鳝h(huán)境中，LOCK＃信號確保處理器在信號有效時獨占使用任何共享存儲器。 LOCK前綴只能附加在下面的指令之前，并且只適用于那些目標(biāo)操作數(shù)是內(nèi)存操作數(shù)的指令格式：ADD，ADC，AND，BTC，BTR，BTS，CMPXCHG，CMPXCH8B，CMPXCHG16B，DEC，INC， NEG，NOT，OR，SBB，SUB，XOR，XADD和XCHG。 如果LOCK前綴與這些指令之一一起使用，并且源操作數(shù)是內(nèi)存操作數(shù)，則可能會生成未定義的操作碼異常（#UD）。如果LOCK前綴與任何不在上述列表中的指令一起使用，也會產(chǎn)生未定義的操作碼異常。無論是否存在LOCK前綴，XCHG指令都始終聲明LOCK＃信號。 LOCK前綴通常與BTS指令一起使用，以在共享存儲器環(huán)境中的存儲器位置上執(zhí)行讀取 – 修改 – 寫入操作。 LOCK前綴的完整性不受存儲器字段對齊的影響。內(nèi)存鎖定是針對任意不對齊的字段。

操作系統(tǒng)中的實現(xiàn)

Linux源碼中對于原子自增一是如下定義的： ? LOCK_PREFIX的定義如下所示： ? 可見：在對稱多處理器架構(gòu)的情況下，LOCK_PREFIX被解釋為指令前綴lock。而對于單處理器架構(gòu)，LOCK_PREFIX不包含任何內(nèi)容。 另外，對于CAS，有cmpxchg指令進行操作。代碼如下：

static__always_inlineintatomic_cmpxchg(atomic_t*v,intold,intnew)
{
returncmpxchg(&v->counter,old,new);
}


#definecmpxchg(ptr,old,new)
__cmpxchg(ptr,old,new,sizeof(*(ptr)))


#define__cmpxchg(ptr,old,new,size)
__raw_cmpxchg((ptr),(old),(new),(size),LOCK_PREFIX)


#define__raw_cmpxchg(ptr,old,new,size,lock)
({
__typeof__(*(ptr))__ret;
__typeof__(*(ptr))__old=(old);
__typeof__(*(ptr))__new=(new);
switch(size){
case__X86_CASE_B:
{
volatileu8*__ptr=(volatileu8*)(ptr);
asmvolatile(lock"cmpxchgb%2,%1"
:"=a"(__ret),"+m"(*__ptr)
:"q"(__new),"0"(__old)
:"memory");
break;
}
case__X86_CASE_W:
{
volatileu16*__ptr=(volatileu16*)(ptr);
asmvolatile(lock"cmpxchgw%2,%1"
:"=a"(__ret),"+m"(*__ptr)
:"r"(__new),"0"(__old)
:"memory");
break;
}
case__X86_CASE_L:
{
volatileu32*__ptr=(volatileu32*)(ptr);
asmvolatile(lock"cmpxchgl%2,%1"
:"=a"(__ret),"+m"(*__ptr)
:"r"(__new),"0"(__old)
:"memory");
break;
}
case__X86_CASE_Q:
{
volatileu64*__ptr=(volatileu64*)(ptr);
asmvolatile(lock"cmpxchgq%2,%1"
:"=a"(__ret),"+m"(*__ptr)
:"r"(__new),"0"(__old)
:"memory");
break;
}
default:
__cmpxchg_wrong_size();
}
__ret;
})

ARM架構(gòu)

在ARM架構(gòu)下，沒有LOCK#指令，其具體實現(xiàn)如下：## ARMv6之前 早期的ARM架構(gòu)是不支持SMP的，這些單核架構(gòu)的CPU實現(xiàn)原子操作的方式就是通過關(guān)閉CPU中斷來完成的。 在Linux對于ARM架構(gòu)的代碼下 有如下： ? 這個是好多操作共用的一套代碼。 對于cmpxchg： ? 可以看到，對v->counter的操作是一個臨界區(qū)，指令的執(zhí)行不能被打斷，內(nèi)存的訪問也需要保持沒有干擾。 ARMv6以前的版本通過關(guān)本地中斷來保護這塊臨界區(qū)，看起來相當(dāng)簡單，其奧秘就在于ARMv6以前的版本不支持SMP。 比如經(jīng)典的read-modify-write問題，其本質(zhì)是保持一個對內(nèi)存read和write訪問的原子性問題，也就是說內(nèi)存的讀和寫的訪問不能被打斷。對該問題的解決可以通過硬件、軟件或者軟硬件結(jié)合的方法來進行。 早期的ARM CPU給出的方案就是依賴硬件：SWP這個匯編指令執(zhí)行了一次讀內(nèi)存操作、一次寫內(nèi)存操作，但是從程序員的角度看，SWP這條指令就是原子的，讀寫之間不會被任何的異步事件打斷。具體底層的硬件是如何做的呢？這時候，硬件會提供一個lock signal，在進行memory操作的時候設(shè)定lock信號，告訴總線這是一個不可被中斷的內(nèi)存訪問，直到完成了SWP需要進行的兩次內(nèi)存訪問之后再clear lock信號。 多說一點關(guān)于SWP和SWPB的內(nèi)容 這兩個指令是用來同步的，不是用來執(zhí)行原子操作的。在將獨占訪問引入ARM架構(gòu)之前，SWP和SWPB指令常用于同步。 其局限性是：如果中斷在觸發(fā)交換操作時觸發(fā)，則處理器必須在執(zhí)行中斷之前完成指令的加載和存儲部分，從而增加中斷延遲。由于獨立加載和獨占存儲是單獨的指令，因此在使用新的同步基元時會降低此效果。 但是在多核系統(tǒng)中，交換指令期間阻止所有處理器訪問主存會降低系統(tǒng)性能。在處理器工作在不同頻率但是共享相同主存的多核系統(tǒng)中，情況尤其如此。 所以在ARMv6及以后的版本中，棄用了SWP,ARMv6架構(gòu)引入了獨占訪問內(nèi)存為止的概念，提供了更靈活的原子內(nèi)存更新。 ARMv6體系結(jié)構(gòu)以Load-Exclusive和Store-Exclusive同步原語LDREX和STREX的形式引入了Load Link和Store Conditional指令。從ARMv6T2開始，這些指令在ARM和Thumb指令集中可用。獨立加載和專有存儲提供了靈活和可擴展的同步，取代了棄用的SWP和SWPB指令。 后來使用的是LDREX和STREX指令，在armv7之后就用了ldrex和strex: ? 訪存指令LDREX/STREX和普通的LDR/STR訪存指令不一樣，它是“獨占”訪存指令。這對指令訪存過程由一個稱作“exclusive monitor”的部件來監(jiān)視是否可以進行獨占訪問。 ? 獨占訪存指令： (1)LDREX R1 ，[R0] 指令是以獨占的方式從R0所指的地址中取一個字存放到R0中； (2)STREX R2，R1，[R0] 指令是以獨占的方式用R1來更新內(nèi)存，如果獨占訪問條件允許，則更新成功并返回0到R2，否則失敗返回1到R2。 最后，大家知道答案嗎？