Assembly 带XCHG解锁的自旋锁

Wikipedia为带有x86 XCHG命令的自旋锁提供的示例实现为：

; Intel syntax

locked:                      ; The lock variable. 1 = locked, 0 = unlocked.
     dd      0

spin_lock:
     mov     eax, 1          ; Set the EAX register to 1.

     xchg    eax, [locked]   ; Atomically swap the EAX register with
                             ;  the lock variable.
                             ; This will always store 1 to the lock, leaving
                             ;  the previous value in the EAX register.

     test    eax, eax        ; Test EAX with itself. Among other things, this will
                             ;  set the processor's Zero Flag if EAX is 0.
                             ; If EAX is 0, then the lock was unlocked and
                             ;  we just locked it.
                             ; Otherwise, EAX is 1 and we didn't acquire the lock.

     jnz     spin_lock       ; Jump back to the MOV instruction if the Zero Flag is
                             ;  not set; the lock was previously locked, and so
                             ; we need to spin until it becomes unlocked.

     ret                     ; The lock has been acquired, return to the calling
                             ;  function.

spin_unlock:
     mov     eax, 0          ; Set the EAX register to 0.

     xchg    eax, [locked]   ; Atomically swap the EAX register with
                             ;  the lock variable.

     ret                     ; The lock has been released.

从这里

我不明白的是为什么解锁需要原子化。你怎么了

spin_unlock:
     mov     [locked], 0  

重点

spin_unlock:
     mov     eax, 0          ; Set the EAX register to 0.

     xchg    eax, [locked]   ; Atomically swap the EAX register with
                             ;  the lock variable.

     ret                     ; The lock has been released.

不仅要解锁，还要用正确的返回值填充eax（如果解锁，则为1，否则为0）

如果在调用spin_unlock（在这种情况下，[locked]保持值0）之前未获得锁，spin_unlock应返回0

解锁需要正确保护关键部分。但它不需要顺序一致性。原子性并不是真正的问题（见下文）

是的，在x86上，一个简单的存储是安全的，而且：

    movl    $1, (%rdi)
    xorl    %eax, %eax
    retq

另请参阅一个简单但可能可用的方法，使用带有

暂停

指令的只读自旋循环

---

这段代码可能是根据位域版本改编的

用

btr

解锁位字段中的零一标志是不安全的，因为它是包含字节（）的非原子读-修改-写

也许写这篇文章的人没有意识到这一点。但x86的弱有序ISA所没有的是每个商店都有。释放锁的

xchg

使每次解锁都成为一个完整的内存屏障，这超出了正常的锁定语义。（虽然在x86上，获取锁将是一个完全的障碍，因为没有

xchg

或其他

lock

ed指令，无法进行原子RMW或原子比较和交换，而这些都是像

mfence

这样的完全障碍）

解锁存储在技术上不需要是原子的，因为我们只存储0或1，所以只有较低的字节才重要。e、 我认为如果锁未对齐并跨缓存线边界拆分，它仍然可以工作。撕裂可能发生，但并不重要，真正发生的是锁的低位字节被原子化修改，操作总是将零放入高位字节

---

如果希望返回旧值以捕获双重解锁错误，更好的实现将分别加载和存储：

spin_unlock:
     ;; pre-condition: [locked] is non-zero

     mov     eax,  [locked]        ; old value, for debugging
     mov     dword [locked], 0     ; On x86, this is an atomic store with "release" semantics.

     ;test    eax,eax
     ;jz    double_unlocking_detected    ; or leave this to the caller
     ret

---

我同意

mov

应该可以工作，特别是考虑到变量中只使用了最低有效位。我假设使用XCHG进行解锁会得到

spin\u unlock

的返回值，1表示成功，0表示错误，因为未持有锁。问题实际上不是原子性-普通对齐的32位存储在x86上始终是原子的-而是顺序

lock

ed原子（包括隐式

lock

ed

xchg

）在x86上具有总订单，而普通存储仅具有发布一致性。当然，释放语义对于自旋锁来说已经足够了，只要获取是用

lock

ed原子完成的。@HansPassant我看不到这个问题中的任何东西或它的答案支持这个可疑的说法。在

xchg

上自旋理想吗？使用计数锁时，最好只在负载上旋转，并且只有在看到锁被解锁时才尝试使用锁。在

xchg

上旋转可能会延迟解锁器的

xchg

发生。如果在锁被锁定时根本不写入，则拥有锁的内核在尝试解锁时仍将拥有缓存线，对吗？如果执行解锁的线程/进程未持有锁，则行为仍然未定义。在这种情况下，unlock（）返回0，这并不是最糟糕的选择，但如果解锁过程没有锁定，另一个可能会锁定。现在锁被解锁了，而另一个进程认为它持有，另一个进程可以获得锁。唯一的优点是现在可以

panic（）

，但可能已经存在数据损坏。这取决于是否将锁定的错误用法定义为锁定机制本身的业务。我更喜欢获取一个返回值，然后自己决定如何处理它：-）…如果您想要一个返回值来检测锁定错误，那么您应该只

mov eax，[locked]

/

mov[locked]，0

。当您调用

解锁

时，您应该已经持有了锁；这仍然会捕获双重解锁错误。我认为这里的要点是使用

xchg

的

MFENCE

效果，为存储提供比发布更强大的语义。正如人们在对这个问题的评论中所说的那样，这不应该是必需的，因为x86是严格有序的。SFENCE可以为NT存储提供发布语义，但通常在未存储NT的代码中完成，而不是在锁定中完成。