详解c++ atomic原子编程中的Memory Order

概述

但是，基于内核对象的同步，会带来昂贵的上下文切换（用户态切换到内核态，占用1000个以上的cpu周期）。就需要使用另一种方法 —— 原子指令。

仅靠原子技术实现不了对资源的访问控制，即使简单计数操作，看上去正确的代码也可能会crash。

这里的关键在于编译器和cpu实施的重排指令导致了读写顺序的变化。只要没有依赖，代码中在后面的指令就可能跑到前面去，编译器和CPU都会这么做。

注1：单线程代码不需要关心乱序的问题。因为乱序至少要保证这一原则：不能改变单线程程序的执行行为

注2：内核对象多线程编程在设计的时候都阻止了它们调用点中的乱序（已经隐式包含memory barrier），不需要考虑乱序的问题。

注3：使用用户模式下的线程同步时，乱序的效果才会显露无疑。

程序员可以使用c++11 atomic提供了6种memory order，来在编程语言层面对编译器和cpu实施的重排指令行为进行控制

多线程编程时，通过这些标志位，来读写原子变量，可以组合出4种同步模型：

Relaxed ordering

Release-Acquire ordering

Release-Consume ordering

Sequentially-consistent ordering

默认情况下，std::atomic使用的是Sequentially-consistent ordering(最严格的同步模型)。但在某些场景下，合理使用其它3种ordering，可以让编译器优化生成的代码，从而提高性能。

Relaxed ordering

在这种模型下，std::atomic的load()和store()都要带上memory_order_relaxed参数。Relaxed ordering仅仅保证load()和store()是原子操作，除此之外，不提供任何跨线程的同步。

先看看一个简单的例子：

std::atomic<int> x = 0;     // global variable
std::atomic<int> y = 0;     // global variable

Thread-1:                                  Thread-2:
r1 = y.load(memory_order_relaxed); // A    r2 = x.load(memory_order_relaxed); // C
x.store(r1, memory_order_relaxed); // B    y.store(42, memory_order_relaxed); // D

执行完上面的程序，可能出现r1 == r2 == 42。理解这一点并不难，因为编译器允许调整 C 和 D 的执行顺序。

如果程序的执行顺序是 D -> A -> B -> C，那么就会出现r1 == r2 == 42。

如果某个操作只要求是原子操作，不需要其它同步的保障，就可以使用 Relaxed ordering。程序计数器是一种典型的应用场景。

#include <cassert>
#include <vector>
#include <iostream>
#include <thread>
#include <atomic>
std::atomic<int> cnt = {0};
void f()
{
    for (int n = 0; n < 1000; ++n) {
        cnt.fetch_add(1, std::memory_order_relaxed);
    }
}
int main()
{
    std::vector<std::thread> v;
    for (int n = 0; n < 10; ++n) {
        v.emplace_back(f);
    }
    for (auto& t : v) {
        t.join();
    }
    assert(cnt == 10000);    // never failed
    return 0;
}

Release-Acquire ordering

在这种模型下，store()使用memory_order_release，而load()使用memory_order_acquire。这种模型有两种效果，第一种是可以限制 CPU 指令的重排：

（1）在store()之前的所有读写操作，不允许被移动到这个store()的后面。 // write-release语义

（2）在load()之后的所有读写操作，不允许被移动到这个load()的前面。 // read-acquire语义

该模型可以保证：如果Thread-1的store()的那个值，成功被 Thread-2的load()到了，那么 Thread-1在store()之前对内存的所有写入操作，此时对 Thread-2 来说，都是可见的。

下面的例子阐述了这种模型的原理：

#include <thread>
#include <atomic>
#include <cassert>
#include <string>
std::atomic<bool> ready{ false };
int data = 0;
void producer()
{
    data = 100;                                       // A
    ready.store(true, std::memory_order_release);     // B
}
void consumer()
{
    while (!ready.load(std::memory_order_acquire))    // C
        ;
    assert(data == 100); // never failed              // D
}
int main()
{
    std::thread t1(producer);
    std::thread t2(consumer);
    t1.join();
    t2.join();
    return 0;
}

让我们分析一下这个过程：

首先 A 不允许被移动到 B 的后面。

同样 D 也不允许被移动到 C 的前面。

当 C 从 while 循环中退出了，说明 C 读取到了 B store()的那个值，此时，Thread-2 保证能够看见 Thread-1 执行 B 之前的所有写入操作（也即是 A）。

使用Release-Acquire ordering实现双重检查锁模式(DLCP)

下面单件为例来说明：

class Singleton
{
public:
    static Singleton* get_instance() {
        Singleton* tmp = instance_.load(std::memory_order_acquire);
        if (tmp == nullptr) {
            std::unique_lock<std::mutex> lk(mutex_);
            tmp = instance_;
            if (tmp == nullptr) {
                tmp = new Singleton();
                instance_.store(std::memory_order_release);
            }
        }
        return tmp;
    }

private:
    Singleton() = default;
    static std::atomic<Singleton*> instance_;
    static std::mutex mutex_;
};

使用Release-Acquire ordering实现自旋锁(Spinlock)

获取和释放语义，是实现锁的基础(Spinlock, Mutex, RWLock, ...)，所有被[Read Acquire,Write Release]包含的区域，即构成了一个临界区，临界区里的内存操作，不会乱序到临界区之外执行。

            read-acquire(判断是否加锁，没则加锁，否则循环等待)

-------------------------------------------------------------------------

            all memory operation stay between the line（临界区）

-------------------------------------------------------------------------

                        write-release(释放锁)

实现代码如下：

#include <atomic>
class simple_spin_lock
{
public:
    simple_spin_lock() = default;
    void lock()
    {
        while (flag.test_and_set(std::memory_order_acquire))
            continue;
    }
    void unlock()
    {
        flag.clear(std::memory_order_release);
    }
private:
    simple_spin_lock(const simple_spin_lock&) = delete;
    simple_spin_lock& operator =(const simple_spin_lock&) = delete;
    std::atomic_flag flag = ATOMIC_FLAG_INIT;
};

①对std::atomic_flag的操作具有原子性，保证了同一时间，只有一个线程能够lock成功，其余线程全部在while循环

②使用了acquire内存屏障， 所以lock具有获取语义

③使用了release内存屏障， 所以unlock具有释放语义

Release-Consume ordering

在这种模型下，store()使用memory_order_release，而load()使用memory_order_consume。这种模型有两种效果，第一种是可以限制 CPU 指令的重排：

（1）在store()之前的所有读写操作，不允许被移动到这个store()的后面。

（2）在load()之后的所有依赖此原子变量的读写操作，不允许被移动到这个load()的前面。

注：不依赖此原子变量的读写操作可能会CPU指令重排

下面的例子阐述了这种模型的原理：

#include <thread>
#include <atomic>
#include <cassert>
#include <string>

std::atomic<std::string*> ptr;
int data;
// thread1
void producer()
{
    std::string* p  = new std::string("Hello"); // A
    data = 42; // B
    ptr.store(p, std::memory_order_release); // C
}
// thread2
void consumer()
{
    std::string* p2;
    while (!(p2 = ptr.load(std::memory_order_consume))) // D
        ;
    assert(*p2 == "Hello"); //E     always true: *p2 carries dependency from ptr
    assert(data == 42); // F     may be false: data does not carry dependency from ptr
}

int main()
{
    std::thread t1(producer);
    std::thread t2(consumer);
    t1.join();
    t2.join();
    return 0;
}

Sequentially-consistent ordering

所有以memory_order_seq_cst为参数的原子操作(不限于同一个原子变量)，对所有线程来说有一个全局顺序(total order)

并且两个相邻memory_order_seq_cst原子操作之间的其他操作(包括非原子变量操作)，不能reorder到这两个相邻操作之外

UE4下的Memory Order

enum class EMemoryOrder
{
    // Provides no guarantees that the operation will be ordered relative to any other operation.
    Relaxed,

    // Establishes a single total order of all other atomic operations marked with this.
    SequentiallyConsistent  // Load和Store函数缺省为该类型
};

详见：UnrealEngine\Engine\Source\Runtime\Core\Public\Templates\Atomic.h

Atomic相关的测试代码见：UnrealEngine\Engine\Source\Runtime\Core\Private\Tests\Misc\AtomicTest.cpp

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