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内存屏障 Memery Barrier . 讨论完了给一个总结，有些话是别人说的，有的还是clf的网友的，为了不使文档显得杂乱，都不具名了。 欢迎批评指正！ 内核中定义的内存屏障原语有： #define barrier() __asm__ __volatile__(“”: : :”memory”) #define mb() alternative(“lock; addl $0,0(%%esp)”, “mfence”, X86_FEATURE_XMM2) #define rmb() alternative(“lock; addl $0,0(%%esp)”, “lfence”, X86_FEATURE_XMM2) #ifdef CONFIG_SMP #define smp_mb() mb() #define smp_rmb() rmb() #define smp_wmb() wmb() #define smp_read_barrier_depends() read_barrier_depends() #define set_mb(var, value) do { (void) xchg(&var, value); } while (0) #else #define smp_mb() barrier() #define smp_rmb() barrier() #define smp_wmb() barrier() #define smp_read_barrier_depends() do { } while(0) #define set_mb(var, value) do { var = value; barrier(); } while (0) #endif 1). smp_xxx()和xxx()的区别 为了给其它CPU也提供相关的barrier宏。 例如x86的rmb()是用了lfence指令，但其它CPU不能用这个指令。 2). 关于barrier()宏，jkl大师是这么说的： CPU越过内存屏障后，将刷新自己对存储器的缓冲状态。这条语句实际上不生成任何代码，但可使gcc在 barrier()之后刷新寄存器对变量的分配。 也就是说，barrier()宏只约束gcc编译器，不约束运行时的CPU行为。 举例： 1 int a = 5, b = 6; 2 barrier(); 3 a = b; 在line 3，GCC不会用存放b的寄存器给a赋值，而是invalidate b的Cache line，重新读内存中的b值，赋值给a。 3). mb() vs. rmb() vs. wmb() rmb()不允许读操作穿过内存屏障；wmb()不允许写操作穿过屏障；而mb()二者都不允许。 看IA32上wmb()的定义： #ifdef CONFIG_X86_OOSTORE #define wmb() alternative(“lock;addl $0,0(%%esp)”, “sfence”, X86_FEATURE_XMM); #else #define wmb() __asm__ __volatile__ (“”: : :”memory”); #endif Intel和AMD都没有在IA32 CPU中实现乱序写(Out-Of-Order Store)，所以wmb()定义为空操作，不约束CPU行为；但 有些IA32 CPU厂商实现了OOO Store，所以就有了使用sfence的那个wmb()实现。 4). 内存屏障的体系结构语义 4.1) 只有一个主体(CPU或DMA控制器)访问内存时，无论如何也不需要barrier；但如果有两个或更多主体访问内存，且 其中有一个在观测另一个，就需要barrier了。 4.2) IA32 CPU调用有lock前缀的指令，或者如xchg这样的指令，会导致其它的CPU也触发一定的动作来同步自己的Cache。 CPU的#lock引脚链接到北桥芯片(North Bridge)的#lock引脚，当带lock前缀的执行执行时，北桥芯片会拉起#lock 电平，从而锁住总线，直到该指令执行完毕再放开。 而总线加锁会自动invalidate所有CPU对 _该指令涉及的内存_ 的Cache，因此barrier就能保证所有CPU的Cache一致性。 4.3) 接着解释。 lock前缀(或cpuid、xchg等指令)使得本CPU的Cache写入了内存，该写入动作也会引起别的CPU invalidate其Cache。 IA32在每个CPU内部实现了Snoopying(BUS-Watching)技术，监视着总线上是否发生了写内存操作(由某个CPU或DMA控 制器发出的)，只要发生了，就invalidate相关的Cache line。 因此，只要lock前缀导致本CPU写内存，就必将导致 所有CPU去invalidate其相关的Cache line。 两个地方可能除外： -> 如果采用write-through策略，则根本不存在缓存一致性问题(Linux对全部内存采用write-back策略); -> TLB也是Cache，但它的一致性(至少在IA32上)不能通过Snoopying技术解决，而是要发送 INVALIDATE_TLB_VECTOR这个IPI给其它的CPU。 4.4) 进一步解释，MESI协议 包括IA32的许多体系结构的CPU，为了保证缓存一致性，实现了MESI协议。 M: Modified，已修改 E: Exclusive，排他 S: Shared，共享 I: Invalid，无效 IA32 的CPU实现了MESI协议来保证Cache coherence。 CPU的总线监测单元，始终监视着总线上所有的内存写操作， 以便随时调整自己的Cache状态。 -> Modified。 本CPU写，则直接写到Cache，不产生总线事物；其它CPU写，则不涉及本CPU的Cache，其它CPU 读，则本CPU需要把Cache line中的数据提供给它，而不是让它去读内存。 -> Exclusive。只有本CPU有该内存的Cache，而且和内存一致。 本CPU的写操作会导致转到Modified状态。 -> Shared。 多个CPU都对该内存有Cache，而且内容一致。任何一个CPU写自己的这个Cache都必须通知其它 的CPU。 -> Invalid。 一旦Cache line进入这个状态，CPU读数据就必须发出总线事物，从内存读。 5) 考虑到DMA 5.1). Wirte through策略。 这种情形比较简单。 -> 本CPU写内存，是write through的，因此无论什么时候DMA读内存，读到的都是正确数据。 -> DMA写内存，如果DMA要写的内存被本CPU缓存了，那么必须Invalidate这个Cache line。下次CPU读它，就 直接从内存读。 5.2). Write back策略。 这种情形相当复杂。 -> DMA读内存。被本CPU总线监视单元发现，而且本地Cache中有Modified数据，本CPU就截获DMA的内存读操作， 把自己Cache Line中的数据返回给它。 -> DMA写内存。而且所写的位置在本CPU的Cache中，这又分两种情况： a@ Cache Line状态未被CPU修改过(即cache和内存一致)，那么invalidate该cache line。 b@ Cache Line状态已经被修改过，又分2种情况： <1> DMA写操作会替换CPU Cache line所对应的整行内存数据，那么DMA写，CPU则invalidate 自己的Cache Line。 <2> DMA写操作只替换Cache Line对应的内存数据的一部分，那么CPU必须捕获DMA写操作的新