看了c++并發(fā)編程實戰(zhàn)的內(nèi)存模型部分后，一直對memory_order不太懂，今天在知乎發(fā)現(xiàn)了百度的brpc，恰好有關(guān)于原子操作的文檔，感覺解釋的很好。為了加深理解，再次總結(jié)一遍。

在多核編程中，我們使用鎖來避免多個線程修改同一個數(shù)據(jù)時產(chǎn)生的競爭條件。但是，鎖會消耗系統(tǒng)資源，當鎖成為性能瓶頸的時候，就需要使用另一種方法——原子指令。c++11中引入了原子類型atomic。

原子指令 (x均為std::atomic) 作用x.load()返回x的值。x.store(n)把x設(shè)為n，什么都不返回。x.exchange(n)把x設(shè)為n，返回設(shè)定之前的值。x.compare_exchange_strong(expected_ref, desired)若x等于expected_ref，則設(shè)為desired，返回成功；否則把最新值寫入expected_ref，返回失敗。x.compare_exchange_weak(expected_ref, desired)相比compare_exchange_strong可能有spurious wakeup。x.fetch_add(n), x.fetch_sub(n)原子地做x += n, x-= n，返回修改之前的值。

但僅靠原子指令實現(xiàn)不了對資源的訪問控制。這造成的原因是編譯器和cpu實施了重排指令，導(dǎo)致讀寫順序會發(fā)生變化，只要不存在依賴，代碼中后面的指令可能會被放在前面，從而先執(zhí)行它。cpu這么做是為了盡量塞滿每個時鐘周期，在單位時間內(nèi)盡量執(zhí)行更多的指令，從而提高吞吐率。

下面看個例子：

// thread 1
// ready was initialized to false
p.init();
ready = true;

// thread 2
if(ready) {
 p.bar();
}

線程2在ready為true的時候會訪問p，對線程1來說，如果按照正常的執(zhí)行順序，那么p先被初始化，然后在將ready賦為true。但對多核的機器而言，情況可能有所變化：

• 線程1中的ready = true可能會被cpu或編譯器重排到p.init()的前面，從而優(yōu)先執(zhí)行ready = true這條指令。在線程2中，p.bar()中的一些代碼可能被重排到if(ready)之前。
• 即使沒有重排，ready和p的值也會獨立地同步到線程2所在核心的cache，線程2仍然可能在看到ready為true時看到未初始化的p。

為了解決這個問題，cpu和編譯器提供了memory fence，讓用戶可以聲明訪存指令的可見性關(guān)系，c++11總結(jié)為以下memory order：

有了memoryorder，我們可以這么改上面的例子：

// Thread1
// ready was initialized to false
p.init();
ready.store(true, std::memory_order_release);

// Thread2
if (ready.load(std::memory_order_acquire)) {
  p.bar();
}

線程2中的acquire和線程1的release配對，確保線程2在看到ready==true時能看到線程1 release之前所有的訪存操作。

注意，memory fence不等于可見性，即使線程2恰好在線程1在把ready設(shè)置為true后讀取了ready也不意味著它能看到true，因為同步cache是有延時的。memory fence保證的是可見性的順序：“假如我看到了a的最新值，那么我一定也得看到b的最新值”。

到此這篇關(guān)于淺談關(guān)于C++memory_order的理解的文章就介紹到這了,更多相關(guān)C++ memory order內(nèi)容請搜索腳本之家以前的文章或繼續(xù)瀏覽下面的相關(guān)文章希望大家以后多多支持腳本之家！

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