最近,我正在阅读一些Linux内核空间代码,我看到了这个
uint64_t used;
uint64_t blocked;
used = atomic64_read(&g_variable->used); //#1
barrier(); //#2
blocked = atomic64_read(&g_variable->blocked); //#3
此代码段的语义是什么?是否确保#1在#3之前执行#1。 但是我有点困惑,因为
#A 在64位平台中,atomic64_read宏扩展为
used = (&g_variable->used)->counter // where counter is volatile.
在32位平台中,它被转换为使用锁 cmpxchg8b 。我假设这两个语义具有相同的语义,对于64位版本,我认为这意味着:
atomic64_read没有保留读取顺序的语义!!! 请参阅this
#B 障碍宏定义为
/* Optimization barrier */
/* The "volatile" is due to gcc bugs */
#define barrier() __asm__ __volatile__("": : :"memory")
从wiki this只是阻止 gcc编译器重新排序读写。
我感到困惑的是它如何禁用CPU的重新排序优化?另外,我认为屏障宏是完全围栏吗?
答案 0 :(得分:8)
32位x86处理器不为64位类型提供简单的原子读取操作。处理“普通”寄存器的这类CPU上64位类型的唯一原子操作是LOCK CMPXCHG8B
,这就是它在这里使用的原因。另一种方法是使用MOVQ
和MMX / XMM寄存器,但这需要了解FPU状态/寄存器,并要求对该值的所有操作都使用MMX / XMM指令完成。
在64位x86_64处理器上,64位类型的对齐读取是原子的,可以使用MOV
指令完成,因此只需要进行简单读取 - 使用{{1}只是为了确保编译器实际执行读操作,而不是缓存先前的值。
对于读取顺序,您引用的内联汇编程序确保编译器以正确的顺序发出指令,这是x86 / x86_64 CPU上所需的全部内容,前提是写入正确排序。 x86上的volatile
ed写入总排序;普通LOCK
写提供“因果一致性”,因此如果线程A MOV
然后x=1
,则如果线程B读取y=2
,则后续读取y==2
将见x
。
在IA-64,PowerPC,SPARC和其他具有更宽松内存模型的处理器上,x==1
和atomic64_read()
可能会更多。
答案 1 :(得分:4)
x86 CPU不执行读后读取重新排序,因此阻止编译器进行任何重新排序就足够了。在PowerPC等其他平台上,情况会有很大不同。