基本概念

在支持多任務的操作系統中，修改一塊內存區域的數據需要“讀取-修改-寫入”三個步驟。然而同一內存區域的數據可能同時被多個任務訪問，如果在修改數據的過程中被其他任務打斷，就會造成該操作的執行結果無法預知。

使用開關中斷的方法固然可以保證多任務執行結果符合預期，但這種方法顯然會影響系統性能。

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。由此實現的原子操作能確保對同一數據的“讀取-修改-寫入”操作在它的執行期間不會被打斷，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，也就是說LDREX和STREX指令保證了原子操作的底層實現.

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
        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，繼續進入循環
        dmb                 @用DMB指令來隔離，以保證緩沖中的數據已經落實到RAM中
        bx      lr          @此時是一定拿到鎖了，跳回調用ArchSpinLock函數

ArchSpinUnlock 釋放鎖代碼

    FUNCTION(ArchSpinUnlock)    @釋放鎖
        mov     r1， #0          @r1=0               
        dmb                     @數據存儲隔離，以保證緩沖中的數據已經落實到RAM中
        str     r1， [r0]        @令lock->rawLock = 0
        dsb                     @數據同步隔離
        sev                     @給各CPU廣播事件，喚醒沉睡的CPU們
        bx      lr              @跳回調用ArchSpinLock函數

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字節內存數據，保存到Rx寄存器中。
  • 對Ry指向的內存區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，原子操作結束。
  標志寄存器為1時，繼續循環，重新進行原子操作。

功能列表

原子數據包含兩種類型Atomic（有符號32位數）與 Atomic64（有符號64位數）。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
理解了函數的匯編代碼是理解的原子操作的關鍵.

LOS_AtomicAdd

//對內存數據做加法
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 status val 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v指向地址的值，也就是 *v ，函數要獨占的就是它
• 3. %0 ~ %3 對應 status val 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是結束循環的判斷語句，將最有可能執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 = 0 的可能性很大，不成功就會重新來一遍，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為函數的返回值
• 10. "cc"向編譯器聲明以上信息.

LOS_AtomicSub

//對內存數據做減法
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據。如果沒有volatile關鍵字，則編譯器可能優化讀取和存儲，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，將出現不一致的現象。

//讀取內存數據
STATIC INLINE INT32 LOS_AtomicRead(const Atomic *v) 
{
    return *(volatile INT32 *)v;
}
//寫入內存數據
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

寫在最后

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