原子操作是如何实现的？
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原子操作对于我们来说，是非常熟悉的概念。在某些场景下，可以用原子操作来替换重量级的锁同步，从而提高程序性能。原子操作可以保障多个线程或进程在更新某块共享内存区时，可以避免同步原语。
对于原子操作的实现来说，需要分开考虑单处理器单核系统，和多处理器系统，多核系统。
对于单处理器单核系统来说，只要保证操作指令序列不被打断即可实现原子操作。对于简单的原子操作，cpu实现上会提供单条指令，比如INC和XCHG。对于复杂的原子操作，需要包含多条指令。执行过程中，出现上下文切换行为，比如任务切换，中断处理等。这里的行为会影响原子操作的原子性。因此需要自旋锁spinlock[1]来保证操作指令序列不会在执行的中途受干扰。
但是如果对于多处理器或者多核的系统，原子操作的实现除了需要spinlock来保证外，还需要保证不会受到同处理器上其他核，或者其他处理器的影响。当其他核上执行的指令访问的内存空间，与当前原子操作需要访问的内存空间存在冲突时，就会破坏原子操作的正确性。
在x86架构中，提供了指令前缀LOCK。LOCK保证了指令不会受其他处理器或cpu核的影响。在PentiumPro之前，LOCK的实现，是通过锁住bus（总线），从而阻止其他cpu核的内存访问。可想而知，这种实现是非常低效的。从PentiumPro开始，LOCK只会阻塞其他cpu核对相关内存的缓存块的访问。
现在，大多数的x86处理器都支持了CAS[2]的硬件实现，保证了多处理器多核系统下的原子操作的正确性。CAS的实现同样无需锁住总线，只会阻塞其他cpu核对相关内存的缓存块的访问。同样的，在MIPS和ARM架构下，还支持了LL/SC的实现[3]。LL/SC不会出现CAS中的ABA问题。
在继续深入以前，需要了解MESI缓存协议[4]。当然，还存在其他的MESI变种，不过这里只会简单解释下MESI。每个cache line存在四种状态，Modified代表该cache line为该cpu核独有，且尚未写回（write back）到内存（对缓存一致性不了解的看这里[5]）。Exclusive代表该cache line为该cpu核独有，且与内存一致。Shared代表该cache line为多核共享，且与内存一致。Invalid代表缓存失效。系统中多个核之间通过快速通道直接通信，比如intel家的QPI，amd家的Hypertransport。cpu核之间通信的消息包括读消息，以及读消息的响应消息。使无效消息，以及使无效消息的响应消息。当运行在某个cpu核的线程准备读取某个cache line的内容时，如果状态处于M,E,S，直接读取即可。如果状态处于I，则需要向其他cpu核广播读消息，在接受到其他cpu核的读响应后，更新cache line，并将状态设置为S。而当线程准备写入某个cache line时，如果处于M状态，直接写入。如果处于E状态，写入并将cache line状态改为M。如果处于S，则需要向其他cpu核广播使无效消息，并进入E状态，写入修改，后进入M状态。如果处于I，则需要向其他cpu核广播读消息核使无效消息，在收集到读响应后，更新cache line。在收集到使无效响应后，进入E状态，写入修改，后进入M状态。
从上面的说明可知，LOCK的实现，只需要保持cache line的M状态即可，此时就可以阻止其他cpu核对该块内存的修改，而不用去锁住整个总线。
同理，CAS和LL/SC的实现，您应该可以猜出来了吧？
在下一篇文章中，我打算讲讲内存屏障。。
因此需要自旋锁spinlock[1]来保证操作指令序列不会在执行的中途受干扰。 请问这句话怎么理解，能详细说一下吗？
在这期间是不是CPU要关闭中断？