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,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

先將valstatusvaddVal的值交由通用寄存器(R0~R3)接管.

%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

%0 ~ %3 對應valstatusvaddVal

ldrex %1, [%2] 表示 val = *v ;

add %1, %1, %3 表示 val = val + addVal;

strex %0, %1, [%2] 表示 *v = val;

status 表示是否更新成功,成功了置0,不成功則為 1

__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 = 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.

"=&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

"cc"向GCC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

編輯：hfy