问在多核x86系统上，互斥是使用锁定指令实现的吗？

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在x86上，lock前缀锁定所有核心并允许原子性。为了在没有LOCK的其他系统上实现这一点，可以使用CMPXCHG循环，或者使用带有重试逻辑的紧密循环，尝试将某些内容的值设置为预期值。正如你所看到的，第二种方法在大多数情况下更有害，因为它只是不断地循环，试图设置值(并一直这样做，直到它完成)。对于x86，延迟是最小的，可能范围是停止指令流水线或刷新它，然后自动执行该指令(通常是几个周期)，第二种方法不能真正估计，因为它取决于需要自动修改的值的争用程度。对于互斥锁，我认为它是一个必须获取的标志值(检查互斥锁是否未被获取，并持续等待，直到互斥锁被抓取，然后尝试自动更改标志以获取它)。

AFAIK IBM处理器使用第二种方法，因为在linux内核上工作时，我发现原子增量函数使用它(可能它只适用于较老的处理器)。x86平台仍然使用

lock addl ...;

我承认，我在内核的这一部分工作已经有一年了，所以在某些方面我可能是错的。

在x86程序集中有一个锁前缀，它可以应用于指令，使其成为原子指令。这是跨所有内核的原子性吗？

是。

通常涉及的延迟是多少？

成本因多种因素而异(CPU型号、CPU速度、总线速度、RAM速度、数据在此时的实际位置以及尝试使用总线的其他因素)。对于非常旧的CPU (8086、80186、80286、80386)，没有缓存，并且LOCK锁定总线以确保其他任何东西都不能干扰。这不会比没有LOCK的相同指令的开销多很多，除了在指令持续时间内尝试使用的所有其他东西都必须等待(它减慢了其他所有东西，而不是代码本身)。

对于所有现代CPU(我猜是"Pentium III或更高版本“)，它被更改为在可能的情况下依赖MESI缓存一致性协议。具体地说，将高速缓存线带入高速缓存并将其改变为“独占”状态，然后单独使用本地高速缓存来完成指令，而无需锁定总线。这样做的成本取决于数据所在的位置--例如，如果数据已经在同一个CPU的L1数据缓存中(而不在其他CPU的缓存中)，那么LOCK不会花费任何成本。然而，(由于多CPU代码的性质)高速缓存线通常位于不同CPU的高速缓存中，并且需要从一个高速缓存传输到另一个高速缓存和/或在其他CPU的高速缓存中无效(通过。在MESI缓存一致性协议中称为“读取所有权”)，因此它的成本更高(但仍然没有锁定总线那么多)。

对于常规互斥锁，锁定的是什么指令？

多年来，我已经看到互斥锁以大约20种不同的方式实现。在所有不同的实现中，没有一条指令是相同的。

注意，当您不能获得互斥锁时，内核被告知在互斥锁释放之前不要给任务分配任何CPU时间；然后，当互斥锁被释放时，内核需要被告知该任务可能会再次消耗CPU时间。这具有竞争条件，并最终成为内核调度程序中的一个原子“检查是否可以获得互斥量，然后更改任务的状态”。

还要注意，这是相当昂贵的，所以大多数实现都试图在用户空间中乐观地做尽可能多的事情；这样，如果没有争用，那么在获取互斥锁时不需要涉及内核；因此，如果没有阻塞等待互斥锁，则内核不会被告知解锁不存在的等待任务。如果互斥锁争用来增加内核不参与的可能性，也有一些变体会旋转一小段时间。

换句话说，获取和释放互斥锁的代码通常不在一个地方--它是两个部分，一个部分在用户空间，另一个部分在内核中。