C＆低级信号量实现
我正在考虑如何使用尽可能少的asm代码来实现信号量（不是二进制）。
我没有成功地在没有使用互斥锁的情况下思考和编写它，所以这是迄今为止我能做的最好的事情：
全球：
#include #include #include #include typedef struct { atomic_ullong value; pthread_mutex_t *lock_op; bool ready; } semaphore_t; typedef struct { atomic_ullong value; pthread_mutex_t lock_op; bool ready; } static_semaphore_t; /* use with static_semaphore_t */ #define SEMAPHORE_INITIALIZER(value) = {value, PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER, true} function：
bool semaphore_init(semaphore_t *semaphore, unsigned long long init_value) { if(semaphore->ready) if(!(semaphore->lock_op = \ calloc(1, sizeof(pthread_mutex_t)))) return false; else pthread_mutex_destroy(semaphore->lock_op); if(pthread_mutex_init(semaphore->lock_op, NULL)) return false; semaphore->value = init_value; semaphore->ready = true; return true; } bool semaphore_wait(semaphore_t *semaphore) { if(!semaphore->ready) return false; pthread_mutex_lock(&(semaphore->lock_op)); while(!semaphore->value) __asm__ __volatile__("nop"); (semaphore->value)--; pthread_mutex_unlock(&(semaphore->lock_op)); return true; } bool semaphore_post(semaphore_t *semaphore) { if(!semaphore->ready) return false; atomic_fetch_add(&(semaphore->value), (unsigned long long) 1); return true; }
是否可以仅使用几行，使用primefaces内置函数或直接在汇编中实现信号量（例如lock cmpxchg ）？
看一下 包含的中的sem_t结构，在我看来，它被选择了一条完全不同的路径……
typedef union { char __size[__SIZEOF_SEM_T]; long int __align; } sem_t;
更新：
@PeterCordes提出了一个更好的解决方案，使用primefaces，没有互斥，直接对信号量值进行检查。
我仍然希望更好地理解在性能方面改进代码的机会，利用内置的暂停函数或内核调用来避免CPU浪费，等待关键资源可用。
为了进行比较，使用互斥锁和非二进制信号量的标准实现也会很不错。
从futex（7）我读到： “Linux内核提供了futexes（”快速用户空间互斥体“）作为快速用户空间锁定和信号量的构建块.Futexes非常基础，非常适合构建更高级别的锁定诸如互斥体，条件变量，读写锁，障碍和信号量之类的抽象。“
请参阅部分内容，了解我的最小天真信号量实现可能有效。 它编译并适合x86。 我认为对于任何C11实现来说一般都是正确的。
IIRC，可以用一个整数实现一个计数锁（也就是信号量） ，你可以用primefaces操作访问它。 该维基百科链接甚至提供了up / down算法。 您不需要单独的互斥锁。 如果atomic_ullong需要一个互斥锁来支持目标CPU上的primefaces递增/递减，它将包含一个。 （这可能是32位x86的情况，或者实现使用慢速cmpxchg8而不是快速lock xadd位计数器对于你的信号量来说真的太小了吗？因为64位primefaces在32位机器上会慢一些。）
正如@David Schwartz所说，除非你是专家，否则在实际使用中实现自己的锁定是一件愚蠢的事。 然而，这可能是一种有趣的方式来了解primefaces操作并找出标准实现中的内幕。 请注意他的注意事项，锁定实现很难测试。 您可以使用当前版本的编译器编写适用于您的测试用例的代码，并使用您选择的编译选项…
ready布尔值只是浪费空间。 如果您可以正确初始化ready标志，以便对函数进行查看有意义，那么您可以将其他字段初始化为一个理智的初始状态。
您的代码还有一些我注意到的其他问题：
#define SEMAPHORE_INITIALIZER(value) = {value, PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER, true}; static_semaphore_t my_lock = SEMAPHORE_INITIALIZER(1); // expands to my_lock = = {1, PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER, true};; // you should leave out the = and ; in the macro def so it works like a value
使用动态分配的pthread_mutex_t *lock_op只是愚蠢的。 使用值，而不是指针。 大多数锁定函数都使用互斥锁，因此额外的间接级别会减慢速度。 记忆与计数器一起出现会好得多。 互斥锁不需要很多空间。
while(!semaphore->value) __asm__ __volatile__("nop");
我们希望这个循环避免浪费功率和减慢其他线程，甚至其他逻辑线程与超线程共享相同的核心。
nop不会使繁忙等待循环减少CPU占用。 即使使用超线程，它也许在x86上没有任何区别，因为整个循环体仍然可能适合4个uop，因此每个时钟在一次迭代中发出是否存在nop 。 nop不需要执行单元，所以至少它不会受到伤害。 这个自旋循环发生在持有的互斥锁，这似乎很愚蠢。 所以第一个服务员将进入这个旋转循环，而服务员之后会旋转互斥锁。
这是我对信号量的天真实现，只使用C11primefaces操作
我认为这是一个很好的实现，它实现了非常有限的目标：正确和小（源代码和机器代码），而不是使用其他实际的锁定原语。 我甚至没有尝试解决的主要领域（例如公平/饥饿，将CPU转移到其他线程，可能是其他东西）。
看看godbolt上的asm输出 ：只有12 x86 insns用于down ，2用于up （包括rets ）。 Godbolt的非x86编译器（ARM / ARM64 / PPC的gcc 4.8）太旧了，无法支持C11 std::atomic ）。 所以我很遗憾无法轻易检查非x86上的asm输出。
#include #define likely(x) __builtin_expect(!!(x), 1) #define unlikely(x) __builtin_expect(!!(x), 0) typedef struct { atomic_int val; // int is plenty big. Must be signed, so an extra decrement doesn't make 0 wrap to >= 1 } naive_sem_t; #if defined(__i386__) || defined(__x86_64__) #include static inline void spinloop_body(void) { _mm_pause(); } // PAUSE is "rep nop" in asm output #else static inline void spinloop_body(void) { } #endif void sem_down(naive_sem_t *sem) { while (1) { while (likely(atomic_load_explicit(&(sem->val), memory_order_acquire ) < 1)) spinloop_body(); // wait for a the semaphore to be available int tmp = atomic_fetch_add_explicit( &(sem->val), -1, memory_order_acq_rel ); // try to take the lock. Might only need mo_acquire if (likely(tmp >= 1)) break; // we successfully got the lock else // undo our attempt; another thread's decrement happened first atomic_fetch_add_explicit( &(sem->val), 1, memory_order_release ); // could be "relaxed", but we're still busy-waiting and want other thread to see this ASAP } } // note the release, not seq_cst. Use a stronger ordering parameter if you want it to be a full barrier. void sem_up(naive_sem_t *sem) { atomic_fetch_add_explicit(&(sem->val), 1, memory_order_release); }
这里的诀窍是val可以暂时过低 ; 这只是让其他线程旋转。 另请注意， fetch_add是单个primefaces操作是关键 。 它返回旧值，因此我们可以检测while循环的load和fetch_add之间的另一个线程何时执行val 。 （注意，我们不需要检查tmp是否= =到while循环的加载：如果另一个线程在加载和fetch_add之间加上信号量，那就没问题了。这对使用fetch_add而不是cmpxchg是有好处的）。
atomic_load自旋循环只是让所有服务员在val上执行primefaces读取 – 修改 – 写入的性能优化。 （虽然许多服务员试图决定然后撤销公司，但让服务员看到锁解锁可能非常罕见）。
对于比x86更多的平台而言，真正的实现会有特殊的东西。 对于x86，可能不仅仅是spinloop中的PAUSE指令。 这仍然是完全便携式C11实现的玩具示例。 PAUSE显然有助于避免对内存排序的错误推测，因此CPU在离开自旋循环后运行效率更高。 pause与将逻辑CPU交给操作系统以使其运行的其他线程不同。 它也与memory_order_???正确性和选择memory_order_??? 参数。
在经过一些旋转迭代（ sched_yield(2) ，或更可能是futex系统调用，见下文）之后，真正的实现可能会将CPU放弃到操作系统。 也许使用x86 MONITOR / MWAIT更加超线程友好; 我不确定。 我还没有实现锁定自己的真实，我只是在查找其他insn时在x86 insn参考中看到所有这些东西。
如前所述，x86的lock xadd指令实现了fetch_add （具有顺序一致性语义，因为lock指令始终是一个完整的内存屏障）。 在非x86上，仅对fetch_add使用获取+释放语义，而不是完全顺序一致性可能允许更高效的代码。 我不确定，但只使用acquire很可能会在ARM64上提供更高效的代码。 我想我们只需要在fetch_add上acquire ，而不是acq_rel ，但我不确定。 在x86上，代码没有任何区别，因为lock指令是进行primefaces读 – 修改 – 写的唯一方法，因此即使是relaxed也与seq_cst相同（ 编译时重新排序除外）。
如果你想要产生CPU而不是旋转，你需要一个系统调用（正如人们所说）。 显然，在Linux上尽可能高效地进行标准库锁定已经做了很多工作。 有一些专用的系统调用可以帮助内核在释放锁时唤醒正确的线程，并且它们不易使用。 来自futex(7) ：
笔记
重申一下，裸的futexes并不是最终用户易于使用的抽象。 （glibc中没有这个系统调用的包装函数。）实现者应该具备组件能力并且已经读取了下面引用的futex用户空间库的源代码。
公平/饥饿（我天真的实施忽略了）
正如维基百科文章所提到的，某种唤醒队列是一个好主意，因此同一个线程不会每次都获得信号量。 （释放后快速锁定的代码通常会释放释放线程，而其他线程仍处于hibernate状态）。
这是该过程中核心合作的另一个主要好处（ futex ）。