浅谈鸿蒙内核源码的原子操作

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。

看过鸿蒙内核源码分析(总目录)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

先将valstatusvaddVal的值交由通用寄存器(R0~R3)接管.

%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

%0 ~ %3 对应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,不成功则为 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 = 1失败的可能性很大,不成功就重新来一遍,直到strex更新成(status == 0)为止.

"=&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

"cc"向GCC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

编辑：hfy