鴻蒙內核源碼分析(原子操作篇) | 是誰在為原子操作保駕護航?
本篇說清楚原子操作
讀本篇之前建議先讀鴻蒙內核源碼分析(總目錄)系列篇.
基本概念
在支持多任務的操作系統(tǒng)中，修改一塊內存區(qū)域的數(shù)據需要“讀取-修改-寫入”三個步驟。然而同一內存區(qū)域的數(shù)據可能同時被多個任務訪問，如果在修改數(shù)據的過程中被其他任務打斷，就會造成該操作的執(zhí)行結果無法預知。
使用開關中斷的方法固然可以保證多任務執(zhí)行結果符合預期，但這種方法顯然會影響系統(tǒng)性能。
ARMv6架構引入了LDREX和STREX指令，以支持對共享存儲器更縝密的非阻塞同步。由此實現(xiàn)的原子操作能確保對同一數(shù)據的“讀取-修改-寫入”操作在它的執(zhí)行期間不會被打斷，即操作的原子性。
有多個任務對同一個內存數(shù)據進行加減或交換操作時，使用原子操作保證結果的可預知性。
看過鴻蒙內核源碼分析(總目錄)自旋鎖篇的應該對LDREX和STREX指令不陌生的,自旋鎖的本質就是對某個變量的原子操作,而且一定要通過匯編代碼實現(xiàn),也就是說LDREX和STREX指令保證了原子操作的底層實現(xiàn). 回顧下自旋鎖申請和釋放鎖的匯編代碼.
ArchSpinLock 申請鎖代碼
- FUNCTION(ArchSpinLock) @死守,非要拿到鎖
- mov r1, #1 @r1=1
- 1: @循環(huán)的作用,因SEV是廣播事件.不一定lock->rawLock的值已經改變了
- ldrex r2, [r0] @r0 = &lock->rawLock, 即 r2 = lock->rawLock
- cmp r2, #0 @r2和0比較
- wfene @不相等時,說明資源被占用,CPU核進入睡眠狀態(tài)
- strexeq r2, r1, [r0]@此時CPU被重新喚醒,嘗試令lock->rawLock=1,成功寫入則r2=0
- cmpeq r2, #0 @再來比較r2是否等于0,如果相等則獲取到了鎖
- bne 1b @如果不相等,繼續(xù)進入循環(huán)
- dmb @用DMB指令來隔離，以保證緩沖中的數(shù)據已經落實到RAM中
- bx lr @此時是一定拿到鎖了,跳回調用ArchSpinLock函數(shù)
ArchSpinUnlock 釋放鎖代碼
- FUNCTION(ArchSpinUnlock) @釋放鎖
- mov r1, #0 @r1=0
- dmb @數(shù)據存儲隔離，以保證緩沖中的數(shù)據已經落實到RAM中
- str r1, [r0] @令lock->rawLock = 0
- dsb @數(shù)據同步隔離
- sev @給各CPU廣播事件,喚醒沉睡的CPU們
- bx lr @跳回調用ArchSpinLock函數(shù)
運作機制
鴻蒙通過對ARMv6架構中的LDREX和STREX進行封裝，向用戶提供了一套原子操作接口。
● LDREX Rx, [Ry] 讀取內存中的值，并標記對該段內存為獨占訪問：
◊ 讀取寄存器Ry指向的4字節(jié)內存數(shù)據，保存到Rx寄存器中。
◊ 對Ry指向的內存區(qū)域添加獨占訪問標記。
● STREX Rf, Rx, [Ry] 檢查內存是否有獨占訪問標記，如果有則更新內存值并清空標記，否則不更新內存：
◊ 有獨占訪問標記
◊ 將寄存器Rx中的值更新到寄存器Ry指向的內存。
◊ 標志寄存器Rf置為0。
◊ 沒有獨占訪問標記
◊ 不更新內存。
◊ 標志寄存器Rf置為1。
● 判斷標志寄存器 標志寄存器為0時，退出循環(huán)，原子操作結束。 標志寄存器為1時，繼續(xù)循環(huán)，重新進行原子操作。
功能列表
原子數(shù)據包含兩種類型Atomic(有符號32位數(shù))與 Atomic64(有符號64位數(shù))。原子操作模塊為用戶提供下面幾種功能，接口詳細信息可以查看源碼。
此處講述 LOS_AtomicAdd , LOS_AtomicSub,LOS_AtomicRead,LOS_AtomicSet 理解了函數(shù)的匯編代碼是理解的原子操作的關鍵.
LOS_AtomicAdd
- //對內存數(shù)據做加法
- STATIC INLINE INT32 LOS_AtomicAdd(Atomic *v, INT32 addVal)
- {
- INT32 val;
- UINT32 status;
- do {
- __asm__ __volatile__("ldrex %1, [%2]\n"
- "add %1, %1, %3\n"
- "strex %0, %1, [%2]"
- : "=&r"(status), "=&r"(val)
- : "r"(v), "r"(addVal)
- : "cc");
- } while (__builtin_expect(status != 0, 0));
- return val;
- }
這是一段C語言內嵌匯編,逐一解讀
● 1.先將 val status v addVal的值交由通用寄存器(R0~R3)接管.
● 2.%2代表了入參v,[%2]代表的是參數(shù)v指向地址的值,也就是 *v ,函數(shù)要獨占的就是它
● 3.%0 ~ %3 對應 val status v addVal
● 4.ldrex %1, [%2] 表示 val = *v ;
● 5.add %1, %1, %3 表示 val = val + addVal;
● 6.strex %0, %1, [%2] 表示 *v = val;
● 7.status 表示是否更新成功,成功了置0,不成功則為 1
● 8.__builtin_expect是結束循環(huán)的判斷語句,將最有可能執(zhí)行的分支告訴編譯器。 這個指令的寫法為：
__builtin_expect(EXP, N)。
意思是：EXP==N 的概率很大。
綜合理解__builtin_expect(status != 0, 0)
說的是status = 1失敗的可能性很大,不成功就重新來一遍,直到strex更新成(status == 0)為止.
● 9."=&r"(val) 被修飾的操作符作為輸出,即將寄存器的值回給val,val為函數(shù)的返回值
● 10."cc"向GCC編譯器聲明以上信息.
LOS_AtomicSub
- //對內存數(shù)據做減法
- STATIC INLINE INT32 LOS_AtomicSub(Atomic *v, INT32 subVal)
- {
- INT32 val;
- UINT32 status;
- do {
- __asm__ __volatile__("ldrex %1, [%2]\n"
- "sub %1, %1, %3\n"
- "strex %0, %1, [%2]"
- : "=&r"(status), "=&r"(val)
- : "r"(v), "r"(subVal)
- : "cc");
- } while (__builtin_expect(status != 0, 0));
- return val;
- }
解讀
● 同 LOS_AtomicAdd解讀
volatile
這里要重點說下volatile,volatile 提醒編譯器它后面所定義的變量隨時都有可能改變，因此編譯后的程序每次需要存儲或讀取這個變量的時候，都要直接從變量地址中讀取數(shù)據。如果沒有volatile關鍵字，則編譯器可能優(yōu)化讀取和存儲，可能暫時使用寄存器中的值，如果這個變量由別的程序更新了的話，將出現(xiàn)不一致的現(xiàn)象。
- //讀取內存數(shù)據
- STATIC INLINE INT32 LOS_AtomicRead(const Atomic *v)
- {
- return *(volatile INT32 *)v;
- }
- //寫入內存數(shù)據
- STATIC INLINE VOID LOS_AtomicSet(Atomic *v, INT32 setVal)
- {
- *(volatile INT32 *)v = setVal;
- }
編程實例
調用原子操作相關接口，觀察結果：
1.創(chuàng)建兩個任務
● 任務一用LOS_AtomicAdd對全局變量加100次。
● 任務二用LOS_AtomicSub對全局變量減100次。
2.子任務結束后在主任務中打印全局變量的值。
- #include "los_hwi.h"
- #include "los_atomic.h"
- #include "los_task.h"
- UINT32 g_testTaskId01;
- UINT32 g_testTaskId02;
- Atomic g_sum;
- Atomic g_count;
- UINT32 Example_Atomic01(VOID)
- {
- int i = 0;
- for(i = 0; i < 100; ++i) {
- LOS_AtomicAdd(&g_sum,1);
- }
- LOS_AtomicAdd(&g_count,1);
- return LOS_OK;
- }
- UINT32 Example_Atomic02(VOID)
- {
- int i = 0;
- for(i = 0; i < 100; ++i) {
- LOS_AtomicSub(&g_sum,1);
- }
- LOS_AtomicAdd(&g_count,1);
- return LOS_OK;
- }
- UINT32 Example_TaskEntry(VOID)
- {
- TSK_INIT_PARAM_S stTask1={0};
- stTask1.pfnTaskEntry = (TSK_ENTRY_FUNC)Example_Atomic01;
- stTask1.pcName = "TestAtomicTsk1";
- stTask1.uwStackSize = LOSCFG_BASE_CORE_TSK_DEFAULT_STACK_SIZE;
- stTask1.usTaskPrio = 4;
- stTask1.uwResved = LOS_TASK_STATUS_DETACHED;
- TSK_INIT_PARAM_S stTask2={0};
- stTask2.pfnTaskEntry = (TSK_ENTRY_FUNC)Example_Atomic02;
- stTask2.pcName = "TestAtomicTsk2";
- stTask2.uwStackSize = LOSCFG_BASE_CORE_TSK_DEFAULT_STACK_SIZE;
- stTask2.usTaskPrio = 4;
- stTask2.uwResved = LOS_TASK_STATUS_DETACHED;
- LOS_TaskLock();
- LOS_TaskCreate(&g_testTaskId01, &stTask1);
- LOS_TaskCreate(&g_testTaskId02, &stTask2);
- LOS_TaskUnlock();
- while(LOS_AtomicRead(&g_count) != 2);
- dprintf("g_sum = %d\n", g_sum);
- return LOS_OK;
- }
結果驗證
- g_sum = 0
