並發問題
現代操作系統支持多任務的並發，並發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++;”在未經編譯器優化時生成的匯編代碼為。
當操作系統內存在多個進程同時執行這段代碼時，就可能帶來並發問題。
假設count變量初始值為0。進程1執行完“mov eax, [count]”後，寄存器eax內保存了count的值0。此時，進程2被調度執行，搶占了進程1的CPU的控制權。進程2執行“count++;”的匯編代碼，將累加後的count值1寫回到內存。然後，進程1再次被調度執行，CPU控制權回到進程1。進程1接著執行，計算count的累加值仍為1，寫回到內存。雖然進程1和進程2執行了兩次“count++;”操作，但是count實際的內存值為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指令集支持內存操作數的inc操作，這樣“count++;”操作可以在一條指令內完成。因為進程的上下文切換是在總是在一條指令執行完成後，所以不會出現上述的並發問題。對於單處理器來說，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境下，例如SMP架構，這個結論不再成立。我們知道“inc [count]”指令的執行過程分為三步：
1）從內存將count的數據讀取到cpu。
2）累加讀取的值。
3）將修改的值寫回count內存。
這又回到前面並發問題類似的情況，只不過此時並發的主題不再是進程，而是處理器。
Intel x86指令集提供了指令前綴lock用於鎖定前端串行總線（FSB），保證了指令執行時不會受到其他處理器的干擾。
使用lock指令前綴後，處理器間對count內存的並發訪問（讀/寫）被禁止，從而保證了指令的原子性。
x86原子操作實現
Linux的源碼中x86體系結構原子操作的定義文件為。
linux2.6/include/asm-i386/atomic.h
文件內定義了原子類型atomic_t，其僅有一個字段counter，用於保存32位的數據。
typedef struct { volatile int counter; } atomic_t;
其中原子操作函數atomic_inc完成自加原子操作。
/**
* atomic_inc - increment atomic variable
* @v: pointer of type atomic_t
*
* Atomically increments @v by 1.
*/
static __inline__ void atomic_inc(atomic_t *v)
{
__asm__ __volatile__(
LOCK "incl %0"
:"=m" (v->counter)
:"m" (v->counter));
}
其中LOCK宏的定義為。
#ifdef CONFIG_SMP
#define LOCK "lock ; "
#else
#define LOCK ""
#endif
可見，在對稱多處理器架構的情況下，LOCK被解釋為指令前綴lock。而對於單處理器架構，LOCK不包含任何內容。
arm原子操作實現
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體系結構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atomic_add_return實現。
static inline int atomic_add_return(int i, atomic_t *v)
{
unsigned long tmp;
int result;
__asm__ __volatile__("@ atomic_add_return\n"
"1: ldrex %0, [%2]\n"
" add %0, %0, %3\n"
" strex %1, %0, [%2]\n"
" teq %1, #0\n"
" bne 1b"
: "=&r" (result), "=&r" (tmp)
: "r" (&v->counter), "Ir" (i)
: "cc");
return result;
}
上述嵌入式匯編的實際形式為。
1:
ldrex [result], [v->counter]
add [result], [result], [i]
strex [temp], [result], [v->counter]
teq [temp], #0
bne 1b
ldrex指令將v->counter的值傳送到result，並設置全局標記“Exclusive”。
add指令完成“result+i”的操作，並將加法結果保存到result。
strex指令首先檢測全局標記“Exclusive”是否存在，如果存在，則將result的值寫回counter->v，並將temp置為0，清除“Exclusive”標記，否則直接將temp置為1結束。
teq指令測試temp值是否為0。
bne指令temp不等於0時跳轉到標號1，其中字符b表示向後跳轉。
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？假設兩個進程並發執行“ldrex+add+strex”操作，當進程1執行ldrex後設定了全局標記“Exclusive”。此時切換到進程2，執行ldrex前全局標記“Exclusive”已經設定，ldrex執行後重復設定了該標記。然後執行add和strex指令，完成累加操作。再次切換回進程1，接著執行add指令，當執行strex指令時，由於“Exclusive”標記被進程2清除，因此不執行傳送操作，將temp設置為1。後繼teq指令測定temp不等於0，則跳轉到起始位置重新執行，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的原子操作只關心“Exclusive”標記，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據交換，但是影響系統性能。ARMv6之後，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體系結構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
#define __raw_spin_lock_string \
"\n1:\t" \
"lock ; decb %0\n\t" \
"jns 3f\n" \
"2:\t" \
"rep;nop\n\t" \
"cmpb $0,%0\n\t" \
"jle 2b\n\t" \
"jmp 1b\n" \
"3:\n\t"
static inline void __raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock)
{
__asm__ __volatile__(
__raw_spin_lock_string
:"=m" (lock->slock) : : "memory");
}
上述代碼的實際匯編形式為。
1：
lock decb [lock->slock]
jns 3
2:
rep nop
cmpb $0, [lock->slock]
jle 2
jmp 1
3:
其中lock->slock字段初始值為1，執行原子操作decb後值為0。符號位為0，執行jns指令跳轉到3，完成自旋鎖的加鎖。
當再次申請自旋鎖時，執行原子操作decb後lock->slock值為-1。符號位為1，不執行jns指令。進入標簽2，執行一組nop指令後比較lock->slock是否小於等於0，如果小於等於0回到標簽2進行循環（自旋）。否則跳轉到標簽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體系結構自旋鎖的定義文件為。
linux2.6/include/asm-i386/semaphore.h
信號量的申請操作由函數down實現。
/*
* This is ugly, but we want the default case to fall through.
* "__down_failed" is a special asm handler that calls the C
* routine that actually waits. See arch/i386/kernel/semaphore.c
*/
static inline void down(struct semaphore * sem)
{
might_sleep();
__asm__ __volatile__(
"# atomic down operation\n\t"
LOCK "decl %0\n\t" /* --sem->count */
"js 2f\n"
"1:\n"
LOCK_SECTION_START("")
"2:\tlea %0,%%eax\n\t"
"call __down_failed\n\t"
"jmp 1b\n"
LOCK_SECTION_END
:"=m" (sem->count)
:
:"memory","ax");
}
實際的匯編代碼形式為。
lock decl [sem->count]
js 2
1:
<========== another section ==========>
2:
lea [sem->count], eax
call __down_failed
jmp 1
信號量的sem->count一般初始化為一個正整數，申請信號量時執行原子操作decl，將sem->count減1。如果該值減為負數（符號位為1）則跳轉到另一個段內的標簽2，否則申請信號量成功。
標簽2被編譯到另一個段內，進入標簽2後，執行lea指令取出sem->count的地址，放到eax寄存器作為參數，然後調用函數__down_failed表示信號量申請失敗，進程加入等待隊列。最後跳回標簽1結束信號量申請。
信號量的釋放操作由函數up實現。
/*
* Note! This is subtle. We jump to wake people up only if
* the semaphore was negative (== somebody was waiting on it).
* The default case (no contention) will result in NO
* jumps for both down() and up().
*/
static inline void up(struct semaphore * sem)
{
__asm__ __volatile__(
"# atomic up operation\n\t"
LOCK "incl %0\n\t" /* ++sem->count */
"jle 2f\n"
"1:\n"
LOCK_SECTION_START("")
"2:\tlea %0,%%eax\n\t"
"call __up_wakeup\n\t"
"jmp 1b\n"
LOCK_SECTION_END
".subsection 0\n"
:"=m" (sem->count)
:
:"memory","ax");
}
實際的匯編代碼形式為。
lock incl sem->count
jle 2
1:
<========== another section ==========>
2:
lea [sem->count], eax
call __up_wakeup
jmp 1
釋放信號量時執行原子操作incl將sem->count加1，如果該值小於等於0，則說明等待隊列有阻塞的進程需要喚醒，跳轉到標簽2，否則信號量釋放成功。
標簽2被編譯到另一個段內，進入標簽2後，執行lea指令取出sem->count的地址，放到eax寄存器作為參數，然後調用函數__up_wakeup喚醒等待隊列的進程。最後跳回標簽1結束信號量釋放。
總結
本文通過對操作系統並發問題的討論研究操作系統內的原子操作的實現原理，並討論了不同體系結構下Linux原子操作的實現，最後描述了Linux操作系統如何利用原子操作實現常見的進程同步機制，希望對你有所幫助。
