关于MemoryBarrier

备注：OSG  OpenThread::Atomic.cpp中MemoryBarrier();

Atomic::operator unsigned() const
{
#if defined(_OPENTHREADS_ATOMIC_USE_GCC_BUILTINS)
    __sync_synchronize();
    return _value;
#elif defined(_OPENTHREADS_ATOMIC_USE_WIN32_INTERLOCKED)
    MemoryBarrier();
    return _value;
#elif defined(_OPENTHREADS_ATOMIC_USE_BSD_ATOMIC)
    OSMemoryBarrier();
    return static_cast<unsigned const volatile>(_value);
#else
# error This implementation should happen inline in the include file
#endif
}

MemoryBarrier();保证函数返回的值，直接从内存中读取，而不是从寄存器中读取；

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()的差别 为了给其他CPU也提供相关的barrier宏。

 比如x86的rmb()是用了lfence指令，但其他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不论什么代码，但可使gcc在 barrier()之后刷新寄存器对变量的分配。 也就是说，barrier()宏仅仅约束gcc编译器，不约束执行时的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，又一次读内存中的b值，赋值给a。 3). mb() vs. rmb() vs. wmb() rmb()不同意读操作穿过内存屏障；wmb()不同意写操作穿过屏障；而mb()二者都不同意。 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。 

总线加锁的功能是保证程序运行的顺序不乱掉， 


一旦加LOCK指令了，CPU会将此指令前的读写操作都串行完毕，这最基本的作用是使CPU的预取等无效了。 


在这个串行操作中，MESI协议会起作用。 


但保证全部CPU的Cache一致性的是MESI协议，这是硬件上保证的。 


barrier是对GCC编译器做约束，是软件层次上的。 


“因此barrier就能保证全部CPU的Cache一致性”这样的说法是不正确的。 




lock指令保证程序运行的顺序不乱掉，没有将“本CPU的Cache写入了内存”的功能。 


总线监视功能是由各个CPU的CACHE完毕的， 


这个功能能够算是MESI协议的实现。MESI保证了SMP下的CACHE一致性。 




MESI协议 





包含IA32的很多体系结构的CPU，为了保证缓存一致性，实现了MESI协议。 





M: Modified，已改动 


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的总线监測单元，始终监视着总线上全部的内存写操作， 


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；其他CPU写，则不涉及本CPU的Cache，其他CPU 


读，则本CPU须要把Cache line中的数据提供给它，而不是让它去读内存。 





-> Exclusive。仅仅有本CPU有该内存的Cache，并且和内存一致。 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，并且内容一致。不论什么一个CPU写自己的这个Cache都必须通知其他 


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。 这样的情形比較简单。 





-> 本CPU写内存，是write through的，因此不管什么时候DMA读内存，读到的都是正确数据。 


-> DMA写内存，假设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。 这样的情形相当复杂。 





-> DMA读内存。被本CPU总线监视单元发现，并且本地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。并且所写的位置在本CPU的Cache中，这又分两种情况： 


a@ Cache Line状态未被CPU改动过(即cache和内存一致)，那么invalidate该cache line。 


b@ Cache Line状态已经被改动过，又分2种情况： 





<1> DMA写操作会替换CPU Cache line所相应的整行内存数据，那么DMA写，CPU则invalidate 


自己的Cache Line。 


<2> DMA写操作仅仅替换Cache Line相应的内存数据的一部分，那么CPU必须捕获DMA写操作的新 


数据(即DMA想把它写入内存的)，用来更新Cache Line的相关部分。