并發(fā)問題

• 現(xiàn)代操作系統(tǒng)支持多任務(wù)的并發(fā)，并發(fā)在提高計算資源利用率的同時也帶來了資源競爭的問題。例如C語言語句“count++;”在未經(jīng)編譯器優(yōu)化時生成的匯編代碼為。

• 當(dāng)操作系統(tǒng)內(nèi)存在多個進程同時執(zhí)行這段代碼時，就可能帶來并發(fā)問題。

• 假設(shè)count變量初始值為0。進程1執(zhí)行完“mov eax, [count]”后，寄存器eax內(nèi)保存了count的值0。此時，進程2被調(diào)度執(zhí)行，搶占了進程1的CPU的控制權(quán)。進程2執(zhí)行“count++;”的匯編代碼，將累加后的count值1寫回到內(nèi)存。然后，進程1再次被調(diào)度執(zhí)行，CPU控制權(quán)回到進程1。進程1接著執(zhí)行，計算count的累加值仍為1，寫回到內(nèi)存。雖然進程1和進程2執(zhí)行了兩次“count++;”操作，但是count實際的內(nèi)存值為1，而不是2！

單處理器原子操作

• 解決這個問題的方法是，將“count++;”語句翻譯為單指令操作。

• Intel x86指令集支持內(nèi)存操作數(shù)的inc操作，這樣“count++;”操作可以在一條指令內(nèi)完成。因為進程的上下文切換是在總是在一條指令執(zhí)行完成后，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。

多處理器原子操作

• 但是在多處理器的環(huán)境下，例如SMP架構(gòu)，這個結(jié)論不再成立。我們知道“inc [count]”指令的執(zhí)行過程分為三步：

1. 從內(nèi)存將count的數(shù)據(jù)讀取到cpu。

2. 累加讀取的值。

3. 將修改的值寫回count內(nèi)存。

• 這又回到前面并發(fā)問題類似的情況，只不過此時并發(fā)的主題不再是進程，而是處理器。

• 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)行時不會受到其他處理器的干擾。

• 使用lock指令前綴后，處理器間對count內(nèi)存的并發(fā)訪問（讀/寫）被禁止，從而保證了指令的原子性。

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x86原子操作實現(xiàn)

Linux的源碼中x86體系結(jié)構(gòu)原子操作的定義文件為。 linux2.6/include/asm-i386/atomic.h 文件內(nèi)定義了原子類型atomic_t，其僅有一個字段counter，用于保存32位的數(shù)據(jù)。

其中原子操作函數(shù)atomic_inc完成自加原子操作。

其中LOCK宏的定義為。

• 可見，在對稱多處理器架構(gòu)的情況下，LOCK被解釋為指令前綴lock。而對于單處理器架構(gòu)，LOCK不包含任何內(nèi)容。

arm原子操作實現(xiàn)

在arm的指令集中，不存在指令前綴lock，那如何完成原子操作呢？ Linux的源碼中arm體系結(jié)構(gòu)原子操作的定義文件為。 linux2.6/include/asm-arm/atomic.h 其中自加原子操作由函數(shù)atomic_add_return實現(xiàn)。

上述嵌入式匯編的實際形式為。

ldrex指令將v->counter的值傳送到result，并設(shè)置全局標(biāo)記“Exclusive”。 add指令完成“result+i”的操作，并將加法結(jié)果保存到result。 strex指令首先檢測全局標(biāo)記“Exclusive”是否存在，如果存在，則將result的值寫回counter->v，并將temp置為0，清除“Exclusive”標(biāo)記，否則直接將temp置為1結(jié)束。 teq指令測試temp值是否為0。 bne指令temp不等于0時跳轉(zhuǎn)到標(biāo)號1，其中字符b表示向后跳轉(zhuǎn)。 整體看來，上述匯編代碼一直嘗試完成“v->counter+=i”的操作，直到temp為0時結(jié)束。

• 使用ldrex和strex指令對是否可以保證add指令的原子性呢？假設(shè)兩個進程并發(fā)執(zhí)行“l(fā)drex+add+strex”操作，當(dāng)進程1執(zhí)行l(wèi)drex后設(shè)定了全局標(biāo)記“Exclusive”。此時切換到進程2，執(zhí)行l(wèi)drex前全局標(biāo)記“Exclusive”已經(jīng)設(shè)定，ldrex執(zhí)行后重復(fù)設(shè)定了該標(biāo)記。然后執(zhí)行add和strex指令，完成累加操作。再次切換回進程1，接著執(zhí)行add指令，當(dāng)執(zhí)行strex指令時，由于“Exclusive”標(biāo)記被進程2清除，因此不執(zhí)行傳送操作，將temp設(shè)置為1。后繼teq指令測定temp不等于0，則跳轉(zhuǎn)到起始位置重新執(zhí)行，最終完成累加操作！可見ldrex和strex指令對可以保證進程間的同步。多處理器的情況與此相同，因為arm的原子操作只關(guān)心“Exclusive”標(biāo)記，而不在乎前端串行總線是否加鎖。

• 在ARMv6之前，swp指令就是通過鎖定總線的方式完成原子的數(shù)據(jù)交換，但是影響系統(tǒng)性能。ARMv6之后，一般使用ldrex和strex指令對代替swp指令的功能。

自旋鎖中的原子操作

Linux的源碼中x86體系結(jié)構(gòu)自旋鎖的定義文件為。 linux2.6/include/asm-i386/spinlock.h 其中__raw_spin_lock完成自旋鎖的加鎖功能

上述代碼的實際匯編形式為。

其中l(wèi)ock->slock字段初始值為1，執(zhí)行原子操作decb后值為0。符號位為0，執(zhí)行jns指令跳轉(zhuǎn)到3，完成自旋鎖的加鎖。 當(dāng)再次申請自旋鎖時，執(zhí)行原子操作decb后lock->slock值為-1。符號位為1，不執(zhí)行jns指令。進入標(biāo)簽2，執(zhí)行一組nop指令后比較lock->slock是否小于等于0，如果小于等于0回到標(biāo)簽2進行循環(huán)（自旋）。否則跳轉(zhuǎn)到標(biāo)簽1重新申請自旋鎖，直到申請成功。 自旋鎖釋放時會將lock->slock設(shè)置為1，這樣保證了其他進程可以獲得自旋鎖。

信號量中的原子操作

Linux的源碼中x86體系結(jié)構(gòu)信號量的定義文件為。 linux2.6/include/asm-i386/semaphore.h 信號量的申請操作由函數(shù)down實現(xiàn)。

實際的匯編代碼形式為。

信號量的sem->count一般初始化為一個正整數(shù)，申請信號量時執(zhí)行原子操作decl，將sem->count減1。如果該值減為負數(shù)（符號位為1）則跳轉(zhuǎn)到另一個段內(nèi)的標(biāo)簽2，否則申請信號量成功。 標(biāo)簽2被編譯到另一個段內(nèi)，進入標(biāo)簽2后，執(zhí)行l(wèi)ea指令取出sem->count的地址，放到eax寄存器作為參數(shù)，然后調(diào)用函數(shù)__down_failed表示信號量申請失敗，進程加入等待隊列。最后跳回標(biāo)簽1結(jié)束信號量申請。 信號量的釋放操作由函數(shù)up實現(xiàn)。

實際的匯編代碼形式為。

釋放信號量時執(zhí)行原子操作incl將sem->count加1，如果該值小于等于0，則說明等待隊列有阻塞的進程需要喚醒，跳轉(zhuǎn)到標(biāo)簽2，否則信號量釋放成功。 標(biāo)簽2被編譯到另一個段內(nèi)，進入標(biāo)簽2后，執(zhí)行l(wèi)ea指令取出sem->count的地址，放到eax寄存器作為參數(shù)，然后調(diào)用函數(shù)__up_wakeup喚醒等待隊列的進程。最后跳回標(biāo)簽1結(jié)束信號量釋放。

總結(jié)

• 本文通過對操作系統(tǒng)并發(fā)問題的討論研究操作系統(tǒng)內(nèi)的原子操作的實現(xiàn)原理，并討論了不同體系結(jié)構(gòu)下Linux原子操作的實現(xiàn)，最后描述了Linux操作系統(tǒng)如何利用原子操作實現(xiàn)常見的進程同步機制，希望對你有所幫助。