鸿蒙内核源码分析(原子操作篇) | 谁在为原子操作保驾护航

基本概念

在支持多任务的操作系统中，修改一块内存区域的数据需要"读取-修改-写入"三个步骤。然而同一内存区域的数据可能同时被多个任务访问，如果在修改数据的过程中被其他任务打断，就会造成该操作的执行结果无法预知。

使用开关中断的方法固然可以保证多任务执行结果符合预期，但这种方法显然会影响系统性能。

ARMv6架构引入了LDREX和STREX指令，以支持对共享存储器更缜密的非阻塞同步。由此实现的原子操作能确保对同一数据的"读取-修改-写入"操作在它的执行期间不会被打断，即操作的原子性。

有多个任务对同一个内存数据进行加减或交换操作时，使用原子操作保证结果的可预知性。

看过自旋锁篇的应该对LDREX和STREX指令不陌生的，自旋锁的本质就是对某个变量的原子操作，而且一定要通过汇编代码实现，也就是说LDREX和STREX指令保证了原子操作的底层实现.

回顾下自旋锁申请和释放锁的汇编代码.

ArchSpinLock 申请锁代码

    FUNCTION(ArchSpinLock)  @死守，非要拿到锁
        mov     r1， #1      @r1=1
    1:                      @循环的作用，因SEV是广播事件.不一定lock->rawLock的值已经改变了
        ldrex   r2， [r0]    @r0 = &lock->rawLock， 即 r2 = lock->rawLock
        cmp     r2， #0      @r2和0比较
        wfene               @不相等时，说明资源被占用，CPU核进入睡眠状态
        strexeq r2， r1， [r0]@此时CPU被重新唤醒，尝试令lock->rawLock=1，成功写入则r2=0
        cmpeq   r2， #0      @再来比较r2是否等于0，如果相等则获取到了锁
        bne     1b          @如果不相等，继续进入循环
        dmb                 @用DMB指令来隔离，以保证缓冲中的数据已经落实到RAM中
        bx      lr          @此时是一定拿到锁了，跳回调用ArchSpinLock函数

ArchSpinUnlock 释放锁代码

    FUNCTION(ArchSpinUnlock)    @释放锁
        mov     r1， #0          @r1=0               
        dmb                     @数据存储隔离，以保证缓冲中的数据已经落实到RAM中
        str     r1， [r0]        @令lock->rawLock = 0
        dsb                     @数据同步隔离
        sev                     @给各CPU广播事件，唤醒沉睡的CPU们
        bx      lr              @跳回调用ArchSpinLock函数

运作机制

鸿蒙通过对ARMv6架构中的LDREX和STREX进行封装，向用户提供了一套原子操作接口。

LDREX Rx， [Ry]

读取内存中的值，并标记对该段内存为独占访问：
- 读取寄存器Ry指向的4字节内存数据，保存到Rx寄存器中。
- 对Ry指向的内存区域添加独占访问标记。
STREX Rf， Rx， [Ry]

检查内存是否有独占访问标记，如果有则更新内存值并清空标记，否则不更新内存：
- 有独占访问标记
  - 将寄存器Rx中的值更新到寄存器Ry指向的内存。
  - 标志寄存器Rf置为0。
- 没有独占访问标记
  - 不更新内存。
  - 标志寄存器Rf置为1。
判断标志寄存器

标志寄存器为0时，退出循环，原子操作结束。

标志寄存器为1时，继续循环，重新进行原子操作。

功能列表

原子数据包含两种类型Atomic（有符号32位数）与 Atomic64（有符号64位数）。原子操作模块为用户提供下面几种功能，接口详细信息可以查看源码。

此处讲述 LOS_AtomicAdd ， LOS_AtomicSub，LOS_AtomicRead，LOS_AtomicSet

理解了函数的汇编代码是理解的原子操作的关键.

LOS_AtomicAdd

//对内存数据做加法
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;
}

这是一段C语言内嵌汇编，逐一解读

1. 先将 status val v addVal的值交由通用寄存器(R0~R3)接管.
1. %2代表了入参v，[%2]代表的是参数v指向地址的值，也就是 *v ，函数要独占的就是它
1. %0 ~ %3 对应 status val v addVal
1. ldrex %1， [%2] 表示 val = *v ;
1. add %1， %1， %3 表示 val = val + addVal;
1. strex %0， %1， [%2] 表示 *v = val;
1. status 表示是否更新成功，成功了置0，不成功则为 1
1. __builtin_expect是结束循环的判断语句，将最有可能执行的分支告诉编译器。
  
  这个指令的写法为：__builtin_expect(EXP， N)。
  
  意思是：EXP==N 的概率很大。
  
  综合理解__builtin_expect(status != 0， 0)
  
  说的是status = 0 的可能性很大，不成功就会重新来一遍，直到strex更新成(status == 0)为止.
1. "=&r"(val) 被修饰的操作符作为输出，即将寄存器的值回给val，val为函数的返回值
1. "cc"向编译器声明以上信息.

LOS_AtomicSub

//对内存数据做减法
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;
}

解读

同 LOS_AtomicAdd解读

volatile

这里要重点说下volatile，volatile 提醒编译器它后面所定义的变量随时都有可能改变，因此编译后的程序每次需要存储或读取这个变量的时候，都要直接从变量地址中读取数据 。如果没有volatile关键字，则编译器可能优化读取和存储，可能暂时使用寄存器中的值，如果这个变量由别的程序更新了的话，将出现不一致的现象。

//读取内存数据
STATIC INLINE INT32 LOS_AtomicRead(const Atomic *v)	
{
    return *(volatile INT32 *)v;
}
//写入内存数据
STATIC INLINE VOID LOS_AtomicSet(Atomic *v， INT32 setVal)	
{
    *(volatile INT32 *)v = setVal;
}

编程实例

调用原子操作相关接口，观察结果：

1.创建两个任务

任务一用LOS_AtomicAdd对全局变量加100次。
任务二用LOS_AtomicSub对全局变量减100次。

2.子任务结束后在主任务中打印全局变量的值。

#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;
}

结果验证

g_sum = 0

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