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鸿蒙内核源码分析(原子操作篇) | 是谁在为原子操作保驾护航?

亿华云2025-10-09 03:38:40【应用开发】1人已围观

简介想了解更多内容，请访问：和华为官方合作共建的鸿蒙技术社区https://harmonyos.51cto.com本篇说清楚原子操作读本篇之前建议先读鸿蒙内核源码分析(总目录)系列篇.基本概念在支持多任务

想了解更多内容，鸿蒙护航请访问：

和华为官方合作共建的内核鸿蒙技术社区

https://harmonyos.51cto.com

本篇说清楚原子操作

读本篇之前建议先读鸿蒙内核源码分析(总目录)系列篇.

基本概念

在支持多任务的操作系统中，修改一块内存区域的源码原操数据需要“读取-修改-写入”三个步骤。然而同一内存区域的分析数据可能同时被多个任务访问，如果在修改数据的作篇过程中被其他任务打断，就会造成该操作的为原执行结果无法预知。

使用开关中断的操作方法固然可以保证多任务执行结果符合预期，但这种方法显然会影响系统性能。保驾

ARMv6架构引入了LDREX和STREX指令，鸿蒙护航以支持对共享存储器更缜密的内核非阻塞同步。由此实现的源码原操原子操作能确保对同一数据的“读取-修改-写入”操作在它的执行期间不会被打断，即操作的分析原子性。

有多个任务对同一个内存数据进行加减或交换操作时，作篇使用原子操作保证结果的为原可预知性。

看过鸿蒙内核源码分析(总目录)自旋锁篇的操作应该对LDREX和STREX指令不陌生的,自旋锁的本质就是对某个变量的原子操作,而且一定要通过汇编代码实现,也就是说LDREX和STREX指令保证了原子操作的云服务器底层实现. 回顾下自旋锁申请和释放锁的汇编代码.

ArchSpinLock 申请锁代码

FUNCTION(ArchSpinLock) @死守,非要拿到锁 mov r1, #1 @r1=1 1: @循环的作用,因SEV是广播事件.不一定lock->rawLock的值已经改变了 ldrex r2, [r0] @r0 = &lock->rawLock, 即 r2 = lock->rawLock cmp r2, #0 @r2和0比较 wfene @不相等时,说明资源被占用,CPU核进入睡眠状态 strexeq r2, r1, [r0]@此时CPU被重新唤醒,尝试令lock->rawLock=1,成功写入则r2=0 cmpeq r2, #0 @再来比较r2是否等于0,如果相等则获取到了锁 bne 1b @如果不相等,继续进入循环 dmb @用DMB指令来隔离，以保证缓冲中的数据已经落实到RAM中 bx lr @此时是一定拿到锁了,跳回调用ArchSpinLock函数

ArchSpinUnlock 释放锁代码

FUNCTION(ArchSpinUnlock) @释放锁 mov r1, #0 @r1=0 dmb @数据存储隔离，以保证缓冲中的数据已经落实到RAM中 str r1, [r0] @令lock->rawLock = 0 dsb @数据同步隔离 sev @给各CPU广播事件,唤醒沉睡的CPU们 bx lr @跳回调用ArchSpinLock函数

运作机制

鸿蒙通过对ARMv6架构中的LDREX和STREX进行封装，向用户提供了一套原子操作接口。

● LDREX Rx, [Ry] 读取内存中的值，并标记对该段内存为独占访问：

◊ 读取寄存器Ry指向的4字节内存数据，保存到Rx寄存器中。

◊ 对Ry指向的内存区域添加独占访问标记。

● STREX Rf, Rx, [Ry] 检查内存是否有独占访问标记，如果有则更新内存值并清空标记，否则不更新内存：

◊ 有独占访问标记

◊ 将寄存器Rx中的值更新到寄存器Ry指向的内存。

◊ 标志寄存器Rf置为0。

◊ 没有独占访问标记

◊ 不更新内存。

◊ 标志寄存器Rf置为1。

● 判断标志寄存器标志寄存器为0时，退出循环，原子操作结束。站群服务器 标志寄存器为1时，继续循环，重新进行原子操作。

功能列表

原子数据包含两种类型Atomic(有符号32位数)与 Atomic64(有符号64位数)。原子操作模块为用户提供下面几种功能，接口详细信息可以查看源码。

此处讲述 LOS_AtomicAdd , LOS_AtomicSub,LOS_AtomicRead,LOS_AtomicSet 理解了函数的汇编代码是理解的原子操作的关键.

LOS_AtomicAdd

//对内存数据做加法 STATIC INLINE INT32 LOS_AtomicAdd(Atomic *v, INT32 addVal) { INT32 val; UINT32 status; do { __asm__ __volatile__("ldrex %1, [%2]\n" "add %1, %1, %3\n" "strex %0, %1, [%2]" : "=&r"(status), "=&r"(val) : "r"(v), "r"(addVal) : "cc"); } while (__builtin_expect(status != 0, 0)); return val; }

这是一段C语言内嵌汇编,逐一解读

● 1.先将 val status v addVal的值交由通用寄存器(R0~R3)接管.

● 2.%2代表了入参v,[%2]代表的是参数v指向地址的值,也就是 *v ,函数要独占的就是它

● 3.%0 ~ %3 对应 val status v addVal

● 4.ldrex %1, [%2] 表示 val = *v ;

● 5.add %1, %1, %3 表示 val = val + addVal;

● 6.strex %0, %1, [%2] 表示 *v = val;

● 7.status 表示是否更新成功,成功了置0,不成功则为 1

● 8.__builtin_expect是结束循环的判断语句,将最有可能执行的分支告诉编译器。这个指令的写法为：

__builtin_expect(EXP, N)。

意思是：EXP==N 的概率很大。

综合理解__builtin_expect(status != 0, 0)

说的是status = 1失败的可能性很大,不成功就重新来一遍,直到strex更新成(status == 0)为止.

● 9."=&r"(val) 被修饰的操作符作为输出,即将寄存器的服务器托管值回给val,val为函数的返回值

● 10."cc"向GCC编译器声明以上信息.

LOS_AtomicSub

//对内存数据做减法 STATIC INLINE INT32 LOS_AtomicSub(Atomic *v, INT32 subVal) { INT32 val; UINT32 status; do { __asm__ __volatile__("ldrex %1, [%2]\n" "sub %1, %1, %3\n" "strex %0, %1, [%2]" : "=&r"(status), "=&r"(val) : "r"(v), "r"(subVal) : "cc"); } while (__builtin_expect(status != 0, 0)); return val; }

解读

● 同 LOS_AtomicAdd解读

volatile

这里要重点说下volatile,volatile 提醒编译器它后面所定义的变量随时都有可能改变，因此编译后的程序每次需要存储或读取这个变量的时候，都要直接从变量地址中读取数据。如果没有volatile关键字，则编译器可能优化读取和存储，可能暂时使用寄存器中的值，如果这个变量由别的程序更新了的话，将出现不一致的现象。

//读取内存数据 STATIC INLINE INT32 LOS_AtomicRead(const Atomic *v) { return *(volatile INT32 *)v; } //写入内存数据 STATIC INLINE VOID LOS_AtomicSet(Atomic *v, INT32 setVal) { *(volatile INT32 *)v = setVal; }

编程实例

调用原子操作相关接口，观察结果：

1.创建两个任务

● 任务一用LOS_AtomicAdd对全局变量加100次。

● 任务二用LOS_AtomicSub对全局变量减100次。

2.子任务结束后在主任务中打印全局变量的值。

#include "los_hwi.h" #include "los_atomic.h" #include "los_task.h" UINT32 g_testTaskId01; UINT32 g_testTaskId02; Atomic g_sum; Atomic g_count; UINT32 Example_Atomic01(VOID) { int i = 0; for(i = 0; i < 100; ++i) { LOS_AtomicAdd(&g_sum,1); } LOS_AtomicAdd(&g_count,1); return LOS_OK; } UINT32 Example_Atomic02(VOID) { int i = 0; for(i = 0; i < 100; ++i) { LOS_AtomicSub(&g_sum,1); } LOS_AtomicAdd(&g_count,1); return LOS_OK; } UINT32 Example_TaskEntry(VOID) { TSK_INIT_PARAM_S stTask1={ 0}; stTask1.pfnTaskEntry = (TSK_ENTRY_FUNC)Example_Atomic01; stTask1.pcName = "TestAtomicTsk1"; stTask1.uwStackSize = LOSCFG_BASE_CORE_TSK_DEFAULT_STACK_SIZE; stTask1.usTaskPrio = 4; stTask1.uwResved = LOS_TASK_STATUS_DETACHED; TSK_INIT_PARAM_S stTask2={ 0}; stTask2.pfnTaskEntry = (TSK_ENTRY_FUNC)Example_Atomic02; stTask2.pcName = "TestAtomicTsk2"; stTask2.uwStackSize = LOSCFG_BASE_CORE_TSK_DEFAULT_STACK_SIZE; stTask2.usTaskPrio = 4; stTask2.uwResved = LOS_TASK_STATUS_DETACHED; LOS_TaskLock(); LOS_TaskCreate(&g_testTaskId01, &stTask1); LOS_TaskCreate(&g_testTaskId02, &stTask2); LOS_TaskUnlock(); while(LOS_AtomicRead(&g_count) != 2); dprintf("g_sum = %d\n", g_sum); return LOS_OK; }