我曾經(jīng)負(fù)責(zé)主導(dǎo)了一個(gè)性能優(yōu)化的項(xiàng)目，此項(xiàng)目的主要業(yè)務(wù)邏輯在于在線搶貨并購(gòu)買(mǎi)。在起初的設(shè)計(jì)方案里，鑒于要保證庫(kù)存數(shù)據(jù)的一致性，后端服務(wù)于請(qǐng)求處理時(shí)運(yùn)用了 Redis 互斥鎖，然而這致使系統(tǒng)的吞吐量被限制在 30TPS，無(wú)法通過(guò)彈性擴(kuò)展來(lái)增強(qiáng)性能。那這個(gè)問(wèn)題是如何解決的呢？后來(lái)，我們通過(guò)采用無(wú)鎖化來(lái)達(dá)成性能的拓展，系統(tǒng)吞吐量一下子提高到了 1000TPS，相較原來(lái)提升了足足 30 倍。

由此可見(jiàn)，同步互斥屬于影響并發(fā)系統(tǒng)性能的關(guān)鍵要素之一，倘若處理不當(dāng)，甚至可能引發(fā)死鎖或者導(dǎo)致系統(tǒng)崩潰的危險(xiǎn)。在這節(jié)課中，我將會(huì)帶領(lǐng)你去探尋并發(fā)系統(tǒng)里存在的同步互斥問(wèn)題，一同思考、剖析引發(fā)這些問(wèn)題的根源究竟是什么，隨后我還會(huì)介紹各種同步互斥手段的內(nèi)部實(shí)現(xiàn)詳情，助力你理解運(yùn)用同步互斥的具體原理以及解決的思路。如此一來(lái)，在你深入領(lǐng)會(huì)同步互斥問(wèn)題的本質(zhì)模型以后，就能夠更為精確地設(shè)計(jì)并發(fā)系統(tǒng)中的同步互斥策略，進(jìn)而有助于提升系統(tǒng)的關(guān)鍵性能。好啦，接下來(lái)，咱們就從并發(fā)系統(tǒng)中現(xiàn)存的同步互斥問(wèn)題著手，一起來(lái)瞧瞧引起同步互斥問(wèn)題的內(nèi)在根源是什么吧。

并行執(zhí)行的核心問(wèn)題

從計(jì)算機(jī)早期的圖靈機(jī)模型，直至面向過(guò)程、面向?qū)ο蟮能浖幊棠Ｐ停浖こ處熛騺?lái)都傾向于運(yùn)用串行思維來(lái)思考與解決問(wèn)題。伴隨著多核時(shí)代的到來(lái)，受限于硬件層面并發(fā)技術(shù)的進(jìn)步，為了更充分地發(fā)揮 CPU 的價(jià)值，必須依靠軟件層的并行設(shè)計(jì)來(lái)進(jìn)一步提高系統(tǒng)性能。然而，當(dāng)下大多數(shù)軟件工程師依舊習(xí)慣以串行思維來(lái)處理問(wèn)題，這便會(huì)致使所設(shè)計(jì)實(shí)現(xiàn)的軟件系統(tǒng)不但性能極差，而且容易出現(xiàn)故障。比方說(shuō)，我們不妨來(lái)看看這個(gè)并發(fā)程序，探尋一下它在執(zhí)行過(guò)程中可能會(huì)存在哪些問(wèn)題。

int number_1 = 0;
int number_2 = 0;
void atom_increase_call()
{
for (int i = 0; i < 10000; i++)
     {
         number_1++;
         number_2++;
     } 
}
void atom_read_call()
{
int inorder_count = 0;
for (int i = 0; i < 10000; i++) 
     {  
if (number_2 > number_1)
         {
             inorder_count++;
         } 
     }
std::cout << "thread:3 read inorder_number is " << inorder_count
             << std::endl;
}
int main()
{
std::thread threadA(atom_increase_call);
std::thread threadB(atom_increase_call);
std::thread threadC(atom_read_call);
     threadA.join();
     threadB.join();
     threadC.join();
std::cout << "thread:main read number is " << number_1 << std::endl;
return 0;
}

運(yùn)行之后你會(huì)發(fā)現(xiàn)，由于代碼在三個(gè)線程上并行執(zhí)行，導(dǎo)致這個(gè)程序每次的運(yùn)行結(jié)果可能都不相同，這種現(xiàn)象就被叫做程序運(yùn)行結(jié)果不確定性，而這通常是業(yè)務(wù)所不能接受的。這里我列舉了其中兩次執(zhí)?結(jié)果，如下：

| 第?次：
thread:3 read inorder_number is 1
thread:main read number_1 is 15379
thread:main read number_2 is 15378


| 第?次：
thread:3 read inorder_number is 13
thread:main read number_1 is 15822
thread:main read number_2 is 15821

通過(guò)對(duì)這段代碼的兩次執(zhí)行結(jié)果加以分析，我們能夠看到該并發(fā)程序呈現(xiàn)出了兩種現(xiàn)象：在線程 A 和線程 B 中，number_1++、number_2++ 累計(jì)執(zhí)行了 20000 次，照理說(shuō)結(jié)果應(yīng)當(dāng)是 20000 ，但實(shí)際運(yùn)行的結(jié)果卻與 20000 存在較大差距。

在線程 A 和線程 B 中，都是先進(jìn)行 number_1++ 的操作，然后再執(zhí)行 number_2++ ，所以 inorder_number 的統(tǒng)計(jì)按理應(yīng)當(dāng)是 0 才合理，然而最終的結(jié)果并非 0 。這表明，number_1++ 與 number_2++ 執(zhí)行結(jié)果的生效，在跨線程的情況下順序并非一致。

那么此刻，我們可以先思考一下：為何在現(xiàn)象 1 中，number_1 的值并非 20000 呢？我覺(jué)得可能存在兩個(gè)原因：number_1 在不同線程間的緩存失效，致使大量寫(xiě)入操作與預(yù)期不符，進(jìn)而導(dǎo)致與實(shí)際值的偏差較大；number_1++ 的操作包含了讀取、修改這兩個(gè)階段，期間有可能被中斷，因而不具備原子特性，這樣一來(lái)兩個(gè)線程中的 number_1++ 操作相互干擾，也就無(wú)法確保結(jié)果的正確性。而致使 inorder_number 值不為 0 的原因眾多，比如：變量 number_1 和 number_2 在線程間的緩存不一致；由于編譯器的指令重排序優(yōu)化，導(dǎo)致 number_1++ 和 number_2++ 生成指令的順序被打亂；由于 CPU 級(jí)的指令級(jí)并發(fā)技術(shù)，使得 number_1++ 和 number_2++ 并發(fā)執(zhí)行，從而無(wú)法保證執(zhí)行順序。

如此一來(lái)，我們將以上所有問(wèn)題進(jìn)行匯總梳理之后，實(shí)際上能夠發(fā)現(xiàn)導(dǎo)致并發(fā)系統(tǒng)執(zhí)行結(jié)果不確定性的根源問(wèn)題主要有三個(gè)，分別是原子性破壞問(wèn)題、緩存一致性問(wèn)題、順序一致性問(wèn)題。那么我們應(yīng)當(dāng)如何去解決并發(fā)系統(tǒng)中存在的這三個(gè)根源問(wèn)題呢？想必您肯定會(huì)想到，運(yùn)用互斥鎖呀！確實(shí)，互斥鎖能夠有效地解決上述三個(gè)問(wèn)題。

下面，我們就一起來(lái)了解下互斥鎖是如何解決上面描述的三個(gè)問(wèn)題的，同時(shí)在此過(guò)程中，我們也來(lái)看看由于使用了互斥鎖，都會(huì)引入什么樣的性能開(kāi)銷(xiāo)。

圖片

如圖所示，在 Lock 加鎖后進(jìn)入臨界區(qū)之前，以及退出臨界區(qū)后并執(zhí)行 Unlock 之前，這兩個(gè)地方都增添了內(nèi)存屏障指令（不同的 CPU 架構(gòu)與 OS 上的實(shí)現(xiàn)存在一些差異，不過(guò)其基本原理是相似的）。

如此一來(lái)，在編譯期間通過(guò)這兩個(gè)內(nèi)存屏障，實(shí)現(xiàn)了以下的功能：對(duì)臨界區(qū)與非臨界區(qū)之間的指令重排序進(jìn)行了限制；確保在釋放鎖之前，臨界區(qū)中的共享數(shù)據(jù)已經(jīng)寫(xiě)入到內(nèi)存中，以此保障多線程間的緩存一致性。

由于臨界區(qū)是互斥訪問(wèn)的，所以您可以認(rèn)為臨界區(qū)的業(yè)務(wù)邏輯整體上是原子性且緩存一致的，并且跨線程間數(shù)據(jù)順序的一致性約束，也統(tǒng)一在臨界區(qū)內(nèi)得以實(shí)現(xiàn)。

雖然臨界區(qū)間內(nèi)的代碼是亂序優(yōu)化執(zhí)行的，還存在非原子性操作等情況，不過(guò)這都不會(huì)對(duì)程序執(zhí)行最終結(jié)果的確定性造成影響。

另外，從圖中您還能夠看到，當(dāng)互斥鎖加鎖失敗后，執(zhí)行線程會(huì)進(jìn)入休眠狀態(tài)，一直到互斥鎖資源被釋放，才會(huì)被動(dòng)地等待內(nèi)核態(tài)重新調(diào)度來(lái)激活。很明顯，線程長(zhǎng)時(shí)間的休眠會(huì)造成業(yè)務(wù)阻塞，進(jìn)而影響到軟件系統(tǒng)的性能。

所以，在并發(fā)程序中使用互斥鎖時(shí)，一個(gè)重要的性能優(yōu)化手段就是減小臨界區(qū)的大小，以此來(lái)減少線程可能的阻塞時(shí)間。比如說(shuō)，通過(guò)刪掉一些非沖突的業(yè)務(wù)邏輯，來(lái)縮短臨界區(qū)的執(zhí)行代碼時(shí)間。

不過(guò)在這里，請(qǐng)您再思考一個(gè)問(wèn)題：在通過(guò)減少臨界區(qū)代碼來(lái)優(yōu)化性能的過(guò)程中，如果您發(fā)現(xiàn)臨界區(qū)的執(zhí)行時(shí)間，已經(jīng)小于線程休眠切換的時(shí)間開(kāi)銷(xiāo)（通常線程休眠切換的開(kāi)銷(xiāo)大概在 2us 左右，不同機(jī)器在性能上會(huì)有一定的差別，需要以實(shí)際機(jī)器的測(cè)試結(jié)果為準(zhǔn)），那您還會(huì)選擇互斥鎖這種方式嗎？實(shí)際上，這時(shí)候您應(yīng)該考慮更換一種鎖，以減少線程休眠切換所消耗的時(shí)間。接下來(lái)我要為您介紹的自旋鎖（SpinLock），就能夠幫助達(dá)成這個(gè)目的。自旋鎖在 Linux 源碼中被廣泛使用，下面我來(lái)給您介紹一下它的基本原理與性能表現(xiàn)吧。

自旋鎖的原理與性能

首先，我們還是來(lái)了解下自旋鎖的實(shí)現(xiàn)原理，看看它的處理邏輯是怎么樣的，如下圖所示：

圖片

對(duì)比前面互斥鎖的工作過(guò)程示意圖，您能夠發(fā)現(xiàn)，自旋鎖和互斥鎖的邏輯差別主要在于：當(dāng)加鎖失敗時(shí)，當(dāng)前線程不會(huì)進(jìn)入休眠狀態(tài)。所以，如果您采用自旋鎖這種實(shí)現(xiàn)方式，倘若臨界區(qū)執(zhí)行的開(kāi)銷(xiāo)較小，那么就能夠獲取等待時(shí)間開(kāi)銷(xiāo)小于線程休眠切換開(kāi)銷(xiāo)所帶來(lái)的額外收益。

在自旋鎖中，臨界區(qū)的實(shí)現(xiàn)機(jī)制和互斥鎖基本相同，所以它也能夠解決前面所提及的并發(fā)系統(tǒng)中的三個(gè)根源問(wèn)題。

另外，和互斥鎖一樣，為了進(jìn)一步提高軟件的性能，您也需要進(jìn)一步降低線程間的數(shù)據(jù)依賴(lài)。這樣，經(jīng)過(guò)您設(shè)計(jì)優(yōu)化之后，當(dāng)把線程之間的依賴(lài)數(shù)據(jù)減少到只有幾個(gè)變量時(shí)，執(zhí)行的開(kāi)銷(xiāo)可能僅需要幾個(gè)指令周期就能完成。但是在這種情況下使用鎖機(jī)制，您還需要在每次數(shù)據(jù)操作的過(guò)程中進(jìn)行加鎖和解鎖，如此一來(lái)，額外開(kāi)銷(xiāo)的占比就會(huì)過(guò)高，實(shí)際上是不太劃算的。

那么既然這樣，還有其他更為高效的解決辦法嗎？當(dāng)然有！請(qǐng)牢記，鎖只是我們解決問(wèn)題的方式，而非我們需要解決的問(wèn)題。

現(xiàn)在讓我們?cè)俅位氐絾?wèn)題本身，再來(lái)強(qiáng)化記憶一下并發(fā)系統(tǒng)內(nèi)的三個(gè)本質(zhì)問(wèn)題：原子性破壞問(wèn)題、緩存一致性問(wèn)題、順序一致性問(wèn)題。在這里您需要明白，在具體的并發(fā)業(yè)務(wù)場(chǎng)景中，可能并不需要您同時(shí)去解決這三個(gè)問(wèn)題。例如在多線程場(chǎng)景下的統(tǒng)計(jì)變量，兩個(gè)線程同時(shí)更新一個(gè)變量，在這里根本就不存在順序一致性的問(wèn)題。因此，您首先需要學(xué)會(huì)的是辨別并發(fā)系統(tǒng)中有待解決的問(wèn)題，然后再去精確地尋找解決辦法，這才是進(jìn)一步提升系統(tǒng)性能的關(guān)鍵所在。

那么，在實(shí)際的業(yè)務(wù)場(chǎng)景中，最常見(jiàn)的導(dǎo)致并發(fā)系統(tǒng)執(zhí)行結(jié)果不確定性的問(wèn)題，實(shí)際上是緩存一致性問(wèn)題，比如典型的生產(chǎn)者消費(fèi)者問(wèn)題。不過(guò)在嵌入式系統(tǒng)的業(yè)務(wù)場(chǎng)景中，C 語(yǔ)言已經(jīng)通過(guò)引入 volatile 變量解決了這個(gè)問(wèn)題。接下來(lái)，我們就通過(guò)使用 volatile 來(lái)解決問(wèn)題的工作流程，來(lái)分析、了解一下 volatile 是怎樣解決同步互斥中存在的問(wèn)題的。

volatile 的原理與性能

volatile 是一種特殊變量類(lèi)型，它主要是為了解決并發(fā)系統(tǒng)中的緩存一致性問(wèn)題。定義為 volatile 類(lèi)型的變量，會(huì)被默認(rèn)為是緩存失效狀態(tài)，針對(duì)這個(gè)變量的讀取、設(shè)置操作，都可以通過(guò)直接操作內(nèi)存來(lái)實(shí)現(xiàn)，從而就規(guī)避了緩存一致性問(wèn)題。在 C/C++ 語(yǔ)言中，volatile 一直在沿用這種方式，但這種實(shí)現(xiàn)機(jī)制并沒(méi)有完全解決并發(fā)系統(tǒng)中的原子性破壞和順序一致性的問(wèn)題。而在 Java 語(yǔ)言中，JVM 會(huì)在 volatile 變量的過(guò)程中添加內(nèi)存屏障機(jī)制，從而可以部分解決順序一致性的問(wèn)題。其具體機(jī)制如下圖所示：

圖片

圖中，變量 x、y 屬于 volatile 類(lèi)型變量，初始值分別是 1 和 2，Load 表示的是對(duì)內(nèi)存直接進(jìn)行讀取操作，而 Store 代表了對(duì)內(nèi)存直接進(jìn)行寫(xiě)入操作。在線程 1 內(nèi)部，當(dāng) volatile 變量 y 進(jìn)行寫(xiě)入操作時(shí)，會(huì)在生成的操作指令前面添加寫(xiě)屏障指令；而線程 2 在執(zhí)行 volatile 變量 y 的讀取操作時(shí)，在生成的代碼指令后面添加了讀屏障指令。

這樣一來(lái)，通過(guò)寫(xiě)屏障就對(duì)線程 1 的執(zhí)行過(guò)程進(jìn)行了限制，使得 Store x 與 Store y 的寫(xiě)操作不能亂序；讀屏障則對(duì)線程 2 的執(zhí)行過(guò)程進(jìn)行了限制，讓 Load y 和 Load x 不能亂序。

因此，對(duì)于線程 2 而言，只可能看到線程 1 執(zhí)行過(guò)程中的 3 個(gè)時(shí)間點(diǎn)的狀態(tài)，分別是：State A ：初始化狀態(tài)，y=2，x =1。State B ：x 剛設(shè)置完的中間狀態(tài)，y=2，x =5。State C ：x、y 都設(shè)置完的狀態(tài)，y=8，x=5。

而要是線程 1 和線程 2 中的任何一方?jīng)]有使用內(nèi)存屏障指令，就有可能致使線程 2 讀到的數(shù)據(jù)順序不一致，比如獲取到混亂的狀態(tài)，y=8，x=2。

實(shí)際上，這也是無(wú)鎖編程（也就是不使用操作系統(tǒng)中鎖資源的程序，而互斥鎖需要使用操作系統(tǒng)的鎖資源）中的一個(gè)典型的問(wèn)題解決方式。

但在這里，您還需要留意：volatile 并沒(méi)有完全達(dá)成原子性。比如說(shuō)，在以下兩種情況下，就不滿足原子性：類(lèi)似 i++ 這種針對(duì)數(shù)據(jù)的更新操作，在 CPU 層面無(wú)法通過(guò)一條指令就完成更新，所以使用 volatile 也無(wú)法保證原子性；對(duì)于 32 位的 CPU 架構(gòu)來(lái)說(shuō)，64 位的長(zhǎng)整型變量的讀取和寫(xiě)入操作無(wú)法在一條指令內(nèi)完成，所以同樣無(wú)法保證原子性。

對(duì)于因 32 位與 64 位 CPU 架構(gòu)之間的差異而導(dǎo)致的原子性問(wèn)題，我們只能在使用過(guò)程中盡量去避開(kāi)；而針對(duì) i++ 這種更新操作，大部分 CPU 架構(gòu)都實(shí)現(xiàn)了一條特殊的 CPU 指令，來(lái)專(zhuān)門(mén)解決這個(gè)問(wèn)題。

這個(gè)特殊指令就是 CAS 指令，它的實(shí)現(xiàn)語(yǔ)義如下：

bool CAS(T* addr, T expected, T newValue)
 {
if( *addr == expected )
     {
          *addr =  newValue;
return true;
     }
else
return false;
 }

該函數(shù)所實(shí)現(xiàn)的功能為：倘若當(dāng)前值與 expect 相等，那么就將值更新為 newValue，否則不進(jìn)行更新；要是更新成功則返回 true，否則返回 false。這條指令是滿足原子性的。

好了，現(xiàn)在我為您總結(jié)一下前面的分析過(guò)程：在并發(fā)系統(tǒng)的同步互斥當(dāng)中，運(yùn)用 volatile 能夠?qū)崿F(xiàn)讀取和寫(xiě)入操作的原子性，使用 CAS 指令可以實(shí)現(xiàn)更新操作的原子性，接著借助內(nèi)存屏障達(dá)成跨線程的順序一致性。在 Java 語(yǔ)言里，正是基于 volatile + CAS + 內(nèi)存屏障的組合，實(shí)現(xiàn)了 Atomic 類(lèi)型（如果想要更深入地理解 Java 的 Atomic 類(lèi)型的原理與機(jī)制，可以參考閱讀這個(gè)文檔），進(jìn)而支撐解決了并發(fā)中的三個(gè)本質(zhì)問(wèn)題。C++ 在 Atmoic 實(shí)現(xiàn)的原理和 Java Atomic 是類(lèi)似的，不過(guò)在 C++ 語(yǔ)言中，它定義了更為豐富的一致性內(nèi)存模型，可供我們靈活選擇