volatile实现之缓存锁定

问题引出:

voliatile能保证数据的可见行与有序性,其实现基于两条原则:

  1. Lock前缀指令会引起处理器缓存会写到内存。

  2. 一个处理器的缓存回写到内存会导致其他处理器的缓存无效,其他处理器下次请求该值时从内存读取该值并做缓存。

 

实现方式:

在并发操作场景下,操作系统必须要有一些机制和原语,以保证某些基本操作的原子性,比如处理器需要保证读一个字节或写一个字节是原子的,那么它是如何实现的呢?有两种机制:总线锁定和缓存一致性。

  • 总线锁定:

操作系统提供了总线锁定的机制。前端总线(也叫CPU总线)是所有CPU与芯片组连接的主干道,负责CPU与外界所有部件的通信,包括高速缓存、内存、北桥,其控制总线向各个部件发送控制信号、通过地址总线发送地址信号指定其要访问的部件、通过数据总线双向传输。在CPU1要做 i++操作的时候,其在总线上发出一个LOCK#信号,其他处理器就不能操作缓存了该共享变量内存地址的缓存,也就是阻塞了其他CPU,使该处理器可以独享此共享内存。但我们只需要对此共享变量的操作是原子就可以了,而总线锁定把CPU和内存的通信给锁住了,使得在锁定期间,其他处理器不能操作其他内存地址的数据,从而开销较大,所以后来的CPU都提供了缓存一致性机制,Intel的奔腾486之后就提供了这种优化。

  • 缓存锁定:

缓存一致性机制就整体来说,是当某块CPU对缓存中的数据进行操作了之后,就通知其他CPU放弃储存在它们内部的缓存,从内存中重新读取,用MESI阐述原理如下:

MESI协议:是以缓存行(缓存的基本数据单位,在Intel的CPU上一般是64字节)的几个状态来命名的(全名是Modified、Exclusive、 Share or Invalid)。该协议要求在每个缓存行上维护两个状态位,使得每个数据单位可能处于M、E、S和I这四种状态之一,各种状态含义如下:

M:被修改的。处于这一状态的数据,只在本CPU中有缓存数据,而其他CPU中没有。同时其状态相对于内存中的值来说,是已经被修改的,且没有更新到内存中。

E:独占的。处于这一状态的数据,只有在本CPU中有缓存,且其数据没有修改,即与内存中一致。

S:共享的。处于这一状态的数据在多个CPU中都有缓存,且与内存一致。

I:无效的。本CPU中的这份缓存已经无效。

 

  1. 一个处于M状态的缓存行,必须时刻监听所有试图读取该缓存行对应的主存地址的操作,如果监听到,则必须在此操作执行前把其缓存行中的数据写回CPU。

  2. 一个处于S状态的缓存行,必须时刻监听使该缓存行无效或者独享该缓存行的请求,如果监听到,则必须把其缓存行状态设置为I。

  3. 一个处于E状态的缓存行,必须时刻监听其他试图读取该缓存行对应的主存地址的操作,如果监听到,则必须把其缓存行状态设置为S。

  4. 当CPU需要读取数据时,如果其缓存行的状态是I的,则需要从内存中读取,并把自己状态变成S,如果不是I,则可以直接读取缓存中的值,但在此之前,必须要等待其他CPU的监听结果,如其他CPU也有该数据的缓存且状态是M,则需要等待其把缓存更新到内存之后,再读取。

  5. 当CPU需要写数据时,只有在其缓存行是M或者E的时候才能执行,否则需要发出特殊的RFO指令(Read Or Ownership,这是一种总线事务),通知其他CPU置缓存无效(I),这种情况下性能开销是相对较大的。在写入完成后,修改其缓存状态为M。

总结:

  1. 所以如果一个变量在某段时间只被一个线程频繁地修改,则使用其内部缓存就完全可以办到,不涉及到总线事务,如果缓存一会被这个CPU独占、一会被那个CPU 独占,这时才会不断产生RFO指令影响到并发性能。这里说的缓存频繁被独占并不是指线程越多越容易触发,而是这里的CPU协调机制,这有点类似于有时多线程并不一定提高效率,原因是线程挂起、调度的开销比执行任务的开销还要大,这里的多CPU也是一样,如果在CPU间调度不合理,也会形成RFO指令的开销比任务开销还要大。当然,这不是编程者需要考虑的事,操作系统会有相应的内存地址的相关判断。

  2. 并非所有情况都会使用缓存一致性的,如被操作的数据不能被缓存在CPU内部或操作数据跨越多个缓存行(状态无法标识),则处理器会调用总线锁定;另外当CPU不支持缓存锁定时,自然也只能用总线锁定了,比如说奔腾486以及更老的CPU。 

 

posted @ 2021-04-02 16:36  机械公敌  阅读(537)  评论(0编辑  收藏  举报