x86和arm架構(gòu)原子操作的區(qū)別
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由于x86是CISC指令集，允許在一條指令里進(jìn)行兩次內(nèi)存操作，所以對(duì)i++,i__這些操作在單核條件下是原子，當(dāng)然必須得是顯示使用addl r,%1這種，就可在一條指令里完成讀，寫(xiě)操作。
而arm屬于RISC指令集，在一次指令執(zhí)行期間只能有一次內(nèi)存操作，所以像i++,i--這些需要先讀取內(nèi)存值然后賦值的操作，在arm架構(gòu)下沒(méi)法一條指令完成，所以就不滿(mǎn)足原子操作，這時(shí)怎樣實(shí)現(xiàn)原子操作呢：
我們通過(guò)代碼來(lái)看；
對(duì)于atomic_add
x86的實(shí)現(xiàn)很簡(jiǎn)單：
static__inline__voidatomic_add(inti,atomic_t*v) |
單核情況下LOCK是空。
下面再看下atomic_add_and_test：
static__inline__inthal_atomic_add_and_test(inti,emcos_atomic_t*v) |
可能大家會(huì)想，這個(gè)有兩條指令了，能是原子的嗎？肯定是，為什么是呢？
大家要注意sete %1這個(gè)是條件指令，而這個(gè)條件（cflags）是進(jìn)程相關(guān)的，即使當(dāng)進(jìn)程執(zhí)行完add1 %2,%0,這時(shí)發(fā)生中斷，切換到另外一個(gè)進(jìn)程，當(dāng)回來(lái)的時(shí)候cflags還是進(jìn)程的，和沒(méi)切換的情形一樣，所以是原子。
而對(duì)于arm這需要更多工作：
#defineatomic_add(i,v)(void)atomic_add_return(i,v) |
上面可以看出是通過(guò)關(guān)中斷來(lái)實(shí)現(xiàn)的，為什么要關(guān)中斷來(lái)實(shí)現(xiàn)原子操作：
分析下：
arm對(duì)于i++會(huì)生成如下代碼：
1ldr r0,=i
2mov [r0],r1 ／／這個(gè)讀內(nèi)存操作
3inc r1 ／／如果在這個(gè)時(shí)候發(fā)生中斷，然后在中斷處理程序中也執(zhí)行i++操作就不是原子操作
4mov r1,[r0]／／這個(gè)寫(xiě)內(nèi)存操作
假設(shè)I＝0。如果進(jìn)程1執(zhí)行i++,執(zhí)行到3時(shí)被中斷打斷，然后中斷中也執(zhí)行了i++,當(dāng)兩個(gè)i++執(zhí)行完了，i＝1，而不是我們所要的2,這就是非原子操作的結(jié)果。
怎么解決，就是說(shuō)2－4這段代碼要么不執(zhí)行，要么執(zhí)行完才能保證原子，這個(gè)在單核上通過(guò)關(guān)中斷就可以實(shí)現(xiàn)，這也是上面關(guān)中斷的原因。
2.多核情況；
x86架構(gòu)下：
單指令也不是原子操作了，比如addl r,%1這種有兩次內(nèi)存操作的也不是原子操作，有可能在執(zhí)行下一次內(nèi)存操作的時(shí)候，另一個(gè)核心也讀取了這個(gè)內(nèi)存，也會(huì)造成兩次i++操作為1的錯(cuò)誤結(jié)果。
解決方法是家LOCK標(biāo)識(shí)，這個(gè)標(biāo)識(shí)的作用是在一條指令執(zhí)行時(shí)，鎖住總線，其他核心沒(méi)法讀取，從而得到了原子操作。
arm架構(gòu)下：
arm只有v6系列后的才有多核，也才有專(zhuān)門(mén)的內(nèi)存原子操作機(jī)制就是ldrex，strex指令。
其源碼如下：
staticinlineintatomic_add_return(inti,atomic_t*v) |
評(píng)論