程序并发操作中，解决数据同步的四种方法

智慧并不产生于学历,而是来自对于知识的终生不懈的追求。这篇文章主要讲述程序并发操作中，解决数据同步的四种方法相关的知识，希望能为你提供帮助。
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非预期结果的全局变量下面这段代码是线程中的函数与中断处理函数对全局变量a进行操作

int a = 0; /* 中断处理程序 */ void interrupt_handle() a++; /* 线程处理函数 */ void thread_func() a++;

a++这段代码转换为汇编代码后的处理过程如下：

把a从内存中加载到某个寄存器（mov eax, ebx）
这个寄存器加一（inc eax）
把这个寄存器写回内存(mov ebx, eax)

当thread_func函数还没有运行完第二条指令时，中断就将其打断，然后进入中断开始执行interrupt_handle函数，当中断函数运行完之后a = 1，然后再回到线程环境继续执行第三条指令，这时a依然为1，这个结果显然是错误的。
为了避免上述问题，可以有两种方法解决：

把a++变为原子操作
控制中断，在执行a++时，关闭中断，执行完之后打开中断

方法一：原子操作下面以x86平台，使用c语言内联式汇编代码进行说明。
使用代码书实现原子操作GCC 支持嵌入汇编代码的模板，不同于其它 C 编译器支持嵌入汇编代码的方式，为了优化用户代码，GCC 设计了一种特有的嵌入方式，它规定了汇编代码嵌入的形式和嵌入汇编代码需要由哪几个部分组成，如下面代码所示。

__asm__ __volatile__(代码部分:输出部分列表: 输入部分列表:损坏部分列表);

括号里大致分为 4 个部分：

汇编代码部分，这里是实际嵌入的汇编代码。
输出列表部分，让 GCC 能够处理 C 语言左值表达式与汇编代码的结合。
输入列表部分，也是让 GCC 能够处理 C 语言表达式、变量、常量，让它们能够输入到汇编代码中去。
损坏列表部分，告诉 GCC 汇编代码中用到了哪些寄存器，以便 GCC 在汇编代码运行前，生成保存它们的代码，并且在生成的汇编代码运行后，恢复它们（寄存器）的代码。它们之间用冒号隔开，如果只有汇编代码部分，后面的冒号可以省略。但是有输入列表部分而没有输出列表部分的时候，输出列表部分的冒号就必须要写，否则 GCC 没办法判断，同样的道理对于其它部分也一样。

gcc手册
asm volatile详细说明
汇编指令速查

以atomic_add函数为例进行说明
static inline void atomic_add(int i, atomic_t *v)__asm__ __volatile__("lock; " "addl %1,%0" : "+m" (v-> a_count) : "ir" (i)); //"lock; " "addl %1,%0" 是汇编指令部分，%1,%0是占位符，它表示输出、输入列表中变量或表态式，占位符的数字从输出部分开始依次增加，这些变量或者表态式会被GCC处理成寄存器、内存、立即数放在指令中。 //: "+m" (v-> a_count) 是输出列表部分，“+m”表示(v-> a_count)和内存地址关联 //: "ir" (i) 是输入列表部分，“ir” 表示i是和立即数或者寄存器关联
实现原子操作的完成代码

//定义一个原子类型 typedef struct s_ATOMIC //在变量前加上volatile，是为了禁止编译器优化，使其每次都从内存中加载变量 volatile s32_t a_count; atomic_t; //原子读 static inline s32_t atomic_read(const atomic_t *v)//x86平台取地址处是原子 return (*(volatile u32_t*)& (v)-> a_count); //原子写 static inline void atomic_write(atomic_t *v, int i)//x86平台把一个值写入一个地址处也是原子的 v-> a_count = i; //原子加上一个整数 static inline void atomic_add(int i, atomic_t *v)__asm__ __volatile__("lock; " "addl %1,%0" : "+m" (v-> a_count) : "ir" (i)); //原子减去一个整数 static inline void atomic_sub(int i, atomic_t *v)__asm__ __volatile__("lock; " "subl %1,%0" : "+m" (v-> a_count) : "ir" (i)); //原子加1 static inline void atomic_inc(atomic_t *v)__asm__ __volatile__("lock; " "incl %0" : "+m" (v-> a_count)); //原子减1 static inline void atomic_dec(atomic_t *v)__asm__ __volatile__("lock; " "decl %0" : "+m" (v-> a_count));
- 加上 lock 前缀的 addl、subl、incl、decl 指令都是原子操作
- lock 前缀表示锁定总线

此时，上述应用场景中的代码就变成下面这样，无论是否有中断都不会出错

atomic_t a = 0; void interrupt_handle()atomic_inc(& a); void thread_func()atomic_inc(& a);

方法二：控制中断原子操作只适合于单体变量，例如整数。而我们实际在应用时使用到的数据结构是各种各样的，这时就无法使用原子操作进行解决。
x86平台有专门的开关中断的指令，cli、sti 指令，它们主要是对 CPU 的 eflags 寄存器的 IF 位（第 9 位）进行清除和设置，CPU 正是通过此位来决定是否响应中断信号。这两条指令只能 Ring0 权限才能执
行。

//关闭中断 void hal_cli()__asm__ __volatile__("cli": : :"memory"); //开启中断 void hal_sti()__asm__ __volatile__("sti": : :"memory"); //使用场景 void foo()hal_cli(); //操作数据…… hal_sti(); void bar()hal_cli(); //操作数据…… hal_sti();

上述代码在中断嵌套的情况下是不能使用的，例如：

void foo()hal_cli(); //操作数据第一步…… hal_sti(); void bar()hal_cli(); foo(); //操作数据第二步…… hal_sti();

解决中断无法嵌套问题：

在关闭中断函数中先保存 eflags 寄存器
然后执行 cli 指令
在开启中断函数中直接恢复之前保存的 eflags 寄存器

代码如下

typedef u32_t cpuflg_t; static inline void hal_save_flags_cli(cpuflg_t* flags)__asm__ __volatile__( "pushfl \\t\\n" //把eflags寄存器压入当前栈顶 "cli\\t\\n" //关闭中断 "popl %0 \\t\\n"//把当前栈顶弹出到eflags为地址的内存中 : "=m"(*flags) : : "memory" ); static inline void hal_restore_flags_sti(cpuflg_t* flags)__asm__ __volatile__( "pushl %0 \\t\\n"//把flags为地址处的值寄存器压入当前栈顶 "popfl \\t\\n"//把当前栈顶弹出到eflags寄存器中 : : "m"(*flags) : "memory" ); void foo()hal_save_flags_cli(); //操作数据第一步…… hal_restore_flags_sti(); void bar()hal_save_flags_cli(); foo(); //操作数据第二步…… hal_restore_flags_sti();

pushfl 指令把 eflags 寄存器压入当前栈顶
popfl 把当前栈顶的数据弹出到 eflags 寄存器中

方法三、自旋锁当CPU变为多核心或者板卡上具有多个CPU，此时控制中断只能控制本地的CPU，无法控制其他CPU的中断。因此，上述通过开关中断的方式便不起作用了。
自旋锁定义当一个线程尝试去获取某一把锁的时候，如果这个锁此时已经被别人获取(占用)，那么此线程就无法获取到这把锁，该线程将会等待，间隔一段时间后会再次尝试获取。这种采用循环加锁 -> 等待的机制被称为自旋锁(spinlock)。
自旋锁原理首先读取锁变量，判断其值是否已经加锁，如果未加锁则执行加锁，然后返回，表示加锁成功；如果已经加锁了，就要返回第一步继续执行后续步骤，因而得名自旋锁。自旋锁示意图如下：

文章图片

必须保证读取锁变量和判断并加锁的操作是原子执行的。否则，CPU0 在读取了锁变量之后，CPU1 读取锁变量判断未加锁执行加锁，然后 CPU0 也判断未加锁执行加锁，这时就会发现两个 CPU 都加锁成功，因此这个算法出错了。
这里可以使用原子交换指令去解决这个问题：
如果锁变量没加锁（值为0），可以用1跟它原子交换，从而实现读取+判断+加锁的原子操作；如果锁变量已加锁（值为1），用1跟它交换，相当于什么也没做，表示锁已被占用了只能进行自旋（重复判断锁变量是否为0）等待锁变量解锁。

//自旋锁结构 typedef structvolatile u32_t lock; //volatile可以防止编译器优化，保证其它代码始终从内存加载lock变量的值 spinlock_t; //锁初始化函数 static inline void x86_spin_lock_init(spinlock_t * lock)lock-> lock = 0; //锁值初始化为0是未加锁状态//加锁函数 static inline void x86_spin_lock_disable_irq(spinlock_t * lock,cpuflg_t* flags)__asm__ __volatile__( "pushfq\\n\\t" "cli\\n\\t" "popq %0\\n\\t" "1:\\n\\t" "lock; xchg%1, %2 \\n\\t" //把值为1的寄存器和lock内存中的值进行交换 "cmpl$0,%1\\n\\t" //用0和交换回来的值进行比较 "jnz2f\\n\\t"//不等于0则跳转后面2标号处运行 "jmp3f\\n"//若等于0则跳转后面3标号处返回 "2:\\n\\t" "cmpl$0,%2\\n\\t" //用0和lock内存中的值进行比较 "jne2b\\n\\t" //若不等于0则跳转到前面2标号处运行继续比较 "jmp1b\\n\\t" //若等于0则跳转到前面1标号处运行，交换并加锁 "3:\\n" :"=m"(*flags) : "r"(1), "m"(*lock)); //解锁函数 static inline void x86_spin_unlock_enabled_irq(spinlock_t* lock,cpuflg_t* flags)__asm__ __volatile__( "movl$0, %0\\n\\t" "pushq %1 \\n\\t" "popfq \\n\\t" : : "m"(*lock), "m"(*flags));

%1 对应 “r”(1)，表示由编译器自动分配一个通用寄存器，并填入值 1，例如 mov eax，1
%2 对应" m" (*lock)，表示 lock 是内存地址
把 1 和内存中的值进行交换，若内存中是 1，则不会影响；因为本身写入就是 1，若内存中是 0，一交换，内存中就变成了 1，即加锁成功。

流程说明：

分配一个寄存器r值为1，交换r和lock的值；
判断换回来的r值是否为0，是表示加锁成功，可以直接返回，否则继续执行；
判断lock的值是否为0（为0说明已经解锁），是则重新进行交换加锁的逻辑，否则进行不断自旋判断。方法四、信号量原子锁，原子操作，这两种方式不适用于对时间有要求的操作。这时候就需要使用信号量进行同步操作。

信号量既能对资源数据进行保护（同一时刻只有一个代码执行流访问），又能在资源无法满足的情况下，让 CPU 可以执行其它任务。
信号量的三个关键词：

等待（数据被锁住了）
互斥（数据释放，各个CPU的进程进行抢夺）
唤醒（重新激活等待的代码执行流）信号量的实现信号量的数据结构，至少需要一个变量来表示互斥，比如大于 0 则代码执行流可以继续运行，等于 0 则让代码执行流进入等待状态。还需要一个等待链，用于保存等待的代码执行流。

#define SEM_FLG_MUTEX 0 #define SEM_FLG_MULTI 1 #define SEM_MUTEX_ONE_LOCK 1 #define SEM_MULTI_LOCK 0 //等待链数据结构，用于挂载等待代码执行流（线程）的结构，里面有用于挂载代码执行流的链表和计数器变量，这里我们先不深入研究这个数据结构。 typedef struct s_KWLSTspinlock_t wl_lock; uint_twl_tdnr; list_h_t wl_list; kwlst_t; //信号量数据结构 typedef struct s_SEMspinlock_t sem_lock; //维护sem_t自身数据的自旋锁 uint_t sem_flg; //信号量相关的标志 sint_t sem_count; //信号量计数值 kwlst_t sem_waitlst; //用于挂载等待代码执行流（线程）结构 sem_t;

信号量的使用步骤
1. 信号量初始化sem_count 初始化为 1，sem_waitlst 等待链初始化为空。
2. 获取信号量

首先对用于保护信号量自身的自旋锁 sem_lock 进行加锁
检查信号值 sem_count 是否不小于1，如果大于等于1则执行“减 1”操作。
上步中检查 sem_count 如果小于 0，就让进程进入等待状态并且将其挂入 sem_waitlst中，然后调度其它进程运行。否则表示获取信号量成功。
最后对自旋锁sem_lock 进行解锁。 3. 代码执行流开始执行相关操作 4. 释放信号量
首先对用于保护信号量自身的自旋锁 sem_lock 进行加锁。
对信号值 sem_count 执行“加 1”操作，并检查其值是否大于 0。
上步中检查 sem_count 值如果大于 0，就执行唤醒 sem_waitlst 中进程的操作，并且需要调度进程时就执行进程调度操作，不管 sem_count 是否大于 0（通常会大于 0）都标记信号量释放成功。
最后对自旋锁 sem_lock 进行解锁。

代码实现

//获取信号量 void krlsem_down(sem_t* sem)cpuflg_t cpufg; start_step: krlspinlock_cli(& sem-> sem_lock,& cpufg); if(sem-> sem_count< 1) //如果信号量值小于1,则让代码执行流（线程）睡眠 krlwlst_wait(& sem-> sem_waitlst); krlspinunlock_sti(& sem-> sem_lock,& cpufg); krlschedul(); //切换代码执行流，下次恢复执行时依然从下一行开始执行，所以要goto开始处重新获取信号量 goto start_step; sem-> sem_count--; //信号量值减1,表示成功获取信号量 krlspinunlock_sti(& sem-> sem_lock,& cpufg); return; //释放信号量 void krlsem_up(sem_t* sem)cpuflg_t cpufg; krlspinlock_cli(& sem-> sem_lock,& cpufg); sem-> sem_count++; //释放信号量 if(sem-> sem_count< 1) //如果小于1,则说数据结构出错了，挂起系统 krlspinunlock_sti(& sem-> sem_lock,& cpufg); hal_sysdie("sem up err"); //唤醒该信号量上所有等待的代码执行流（线程） krlwlst_allup(& sem-> sem_waitlst); krlspinunlock_sti(& sem-> sem_lock,& cpufg); krlsched_set_schedflgs(); return;

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【程序并发操作中，解决数据同步的四种方法】