【導(dǎo)讀】：本文主要講解利用CAS技術(shù)實現(xiàn)無鎖隊列。

關(guān)于無鎖隊列的實現(xiàn)，網(wǎng)上有很多文章，雖然本文可能和那些文章有所重復(fù)，但是我還是想以我自己的方式把這些文章中的重要的知識點串起來和大家講一講這個技術(shù)。下面開始正文。

關(guān)于CAS等原子操作

在開始說無鎖隊列之前，我們需要知道一個很重要的技術(shù)就是CAS操作——Compare & Set，或是Compare & Swap，現(xiàn)在幾乎所有的CPU指令都支持CAS的原子操作，X86下對應(yīng)的是 CMPXCHG 匯編指令。有了這個原子操作，我們就可以用其來實現(xiàn)各種無鎖（lock free）的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。

這個操作用C語言來描述就是下面這個樣子：（代碼來自Wikipedia的Compare And Swap詞條）意思就是說，看一看內(nèi)存*reg里的值是不是oldval，如果是的話，則對其賦值newval。

intcompare_and_swap(int*reg,intoldval,intnewval)
{
intold_reg_val=*reg;
if(old_reg_val==oldval){
*reg=newval;
}
returnold_reg_val;
}

我們可以看到，old_reg_val 總是返回，于是，我們可以在 compare_and_swap 操作之后對其進行測試，以查看它是否與 oldval相匹配，因為它可能有所不同，這意味著另一個并發(fā)線程已成功地競爭到 compare_and_swap 并成功將 reg 值從 oldval 更改為別的值了。

這個操作可以變種為返回bool值的形式（返回 bool值的好處在于，可以調(diào)用者知道有沒有更新成功）：

boolcompare_and_swap(int*addr,intoldval,intnewval)
{
if(*addr!=oldval){
returnfalse;
}
*addr=newval;
returntrue;
}

與CAS相似的還有下面的原子操作：（這些東西大家自己看Wikipedia，也沒什么復(fù)雜的）

• Fetch And Add，一般用來對變量做 +1 的原子操作

• Test-and-set，寫值到某個內(nèi)存位置并傳回其舊值。匯編指令BST

• Test and Test-and-set，用來低低Test-and-Set的資源爭奪情況

注：在實際的C/C++程序中，CAS的各種實現(xiàn)版本如下：

1）GCC的CAS

GCC4.1+版本中支持CAS的原子操作（完整的原子操作可參看 GCC Atomic Builtins）

bool__sync_bool_compare_and_swap(type*ptr,typeoldvaltypenewval,...)
type__sync_val_compare_and_swap(type*ptr,typeoldvaltypenewval,...)

2）Windows的CAS

在Windows下，你可以使用下面的Windows API來完成CAS：（完整的Windows原子操作可參看MSDN的InterLocked Functions）

InterlockedCompareExchange(__inoutLONGvolatile*Target,
__inLONGExchange,
__inLONGComperand);

3) C++11中的CAS

C++11中的STL中的atomic類的函數(shù)可以讓你跨平臺。（完整的C++11的原子操作可參看 Atomic Operation Library）

template
boolatomic_compare_exchange_weak(std::atomic*obj,
T*expected,Tdesired);
template
boolatomic_compare_exchange_weak(volatilestd::atomic*obj,
T*expected,Tdesired);

無鎖隊列的鏈表實現(xiàn)

下面的代碼主要參考于兩篇論文：

• John D. Valois 1994年10月在拉斯維加斯的并行和分布系統(tǒng)系統(tǒng)國際大會上的一篇論文——《Implementing Lock-Free Queues》

• 美國紐約羅切斯特大學(xué) Maged M. Michael 和 Michael L. Scott 在1996年3月發(fā)表的一篇論文 《Simple, Fast, and Practical Non-Blocking and Blocking ConcurrentQueue Algorithms》

（注：下面的代碼并不完全與這篇論文相同）

初始化一個隊列的代碼很簡，初始化一個dummy結(jié)點（注：在鏈表操作中，使用一個dummy結(jié)點，可以少掉很多邊界條件的判斷），如下所示：

InitQueue(Q)
{
node=newnode()
node->next=NULL;
Q->head=Q->tail=node;
}

我們先來看一下進隊列用CAS實現(xiàn)的方式，基本上來說就是鏈表的兩步操作：

第一步，把tail指針的next指向要加入的結(jié)點。tail->next = p;

第二步，把tail指針移到隊尾。tail = p;

EnQueue(Q,data)//進隊列
{
//準備新加入的結(jié)點數(shù)據(jù)
n=newnode();
n->value=data;
n->next=NULL;
do{
p=Q->tail;//取鏈表尾指針的快照
}while(CAS(p->next,NULL,n)!=TRUE);
//while條件注釋：如果沒有把結(jié)點鏈在尾指針上，再試
CAS(Q->tail,p,n);//置尾結(jié)點tail=n;
}

我們可以看到，程序中的那個 do-while 的 Retry-Loop 中的 CAS 操作：如果 p->next 是 NULL，那么，把新結(jié)點 n 加到隊尾。如果不成功，則重新再來一次！

就是說，很有可能我在準備在隊列尾加入結(jié)點時，別的線程已經(jīng)加成功了，于是tail指針就變了，于是我的CAS返回了false，于是程序再試，直到試成功為止。這個很像我們的搶電話熱線的不停重播的情況。

但是你會看到，為什么我們的“置尾結(jié)點”的操作（第13行）不判斷是否成功，因為：

• 如果有一個線程T1，它的while中的CAS如果成功的話，那么其它所有的 隨后線程的CAS都會失敗，然后就會再循環(huán)，

• 此時，如果T1 線程還沒有更新tail指針，其它的線程繼續(xù)失敗，因為tail->next不是NULL了。

• 直到T1線程更新完 tail 指針，于是其它的線程中的某個線程就可以得到新的 tail 指針，繼續(xù)往下走了。

• 所以，只要線程能從 while 循環(huán)中退出來，意味著，它已經(jīng)“獨占”了，tail 指針必然可以被更新。

• 這里有一個潛在的問題——如果T1線程在用CAS更新tail指針的之前，線程停掉或是掛掉了，那么其它線程就進入死循環(huán)了。下面是改良版的EnQueue()

EnQueue(Q,data)//進隊列改良版v1
{
n=newnode();
n->value=data;
n->next=NULL;
p=Q->tail;
oldp=p
do{
while(p->next!=NULL)
p=p->next;
}while(CAS(p.next,NULL,n)!=TRUE);//如果沒有把結(jié)點鏈在尾上，再試
CAS(Q->tail,oldp,n);//置尾結(jié)點
}

我們讓每個線程，自己fetch 指針 p 到鏈表尾。但是這樣的fetch會很影響性能。而且，如果一個線程不斷的EnQueue，會導(dǎo)致所有的其它線程都去 fetch 他們的 p 指針到隊尾，能不能不要所有的線程都干同一個事？這樣可以節(jié)省整體的時間？

比如：直接 fetch Q->tail 到隊尾？因為，所有的線程都共享著 Q->tail，所以，一旦有人動了它后，相當于其它的線程也跟著動了，于是，我們的代碼可以改進成如下的實現(xiàn)：

EnQueue(Q,data)//進隊列改良版v2
{
n=newnode();
n->value=data;
n->next=NULL;
while(TRUE){
//先取一下尾指針和尾指針的next
tail=Q->tail;
next=tail->next;
//如果尾指針已經(jīng)被移動了，則重新開始
if(tail!=Q->tail)continue;
//如果尾指針的next不為NULL，則fetch全局尾指針到next
if(next!=NULL){
CAS(Q->tail,tail,next);
continue;
}
//如果加入結(jié)點成功，則退出
if(CAS(tail->next,next,n)==TRUE)break;
}
CAS(Q->tail,tail,n);//置尾結(jié)點
}

上述的代碼還是很清楚的，相信你一定能看懂，而且，這也是 Java 中的 ConcurrentLinkedQueue 的實現(xiàn)邏輯，當然，我上面的這個版本比 Java 的好一點，因為沒有 if 嵌套，嘿嘿。

好了，我們解決了EnQueue，我們再來看看DeQueue的代碼：（很簡單，我就不解釋了）

DeQueue(Q)//出隊列
{
do{
p=Q->head;
if(p->next==NULL){
returnERR_EMPTY_QUEUE;
}
while(CAS(Q->head,p,p->next)!=TRUE);
returnp->next->value;
}

我們可以看到，DeQueue的代碼操作的是 head->next，而不是 head 本身。這樣考慮是因為一個邊界條件，我們需要一個dummy的頭指針來解決鏈表中如果只有一個元素，head 和 tail 都指向同一個結(jié)點的問題，這樣 EnQueue 和 DeQueue 要互相排斥了。

但是，如果 head 和 tail 都指向同一個結(jié)點，這意味著隊列為空，應(yīng)該返回 ERR_EMPTY_QUEUE，但是，在判斷 p->next == NULL 時，另外一個EnQueue操作做了一半，此時的 p->next 不為 NULL了，但是 tail 指針還差最后一步，沒有更新到新加的結(jié)點，這個時候就會出現(xiàn)，在 EnQueue 并沒有完成的時候， DeQueue 已經(jīng)把新增加的結(jié)點給取走了，此時，隊列為空，但是，head 與 tail 并沒有指向同一個結(jié)點。如下所示：

雖然，EnQueue的函數(shù)會把 tail 指針置對，但是，這種情況可能還是會導(dǎo)致一些并發(fā)問題，所以，嚴謹來說，我們需要避免這種情況。于是，我們需要加入更多的判斷條件，還確保這個問題。下面是相關(guān)的改進代碼：

DeQueue(Q)//出隊列，改進版
{
while(TRUE){
//取出頭指針，尾指針，和第一個元素的指針
head=Q->head;
tail=Q->tail;
next=head->next;
//Q->head指針已移動，重新取head指針
if(head!=Q->head)continue;

//如果是空隊列
if(head==tail&&next==NULL){
returnERR_EMPTY_QUEUE;
}

//如果tail指針落后了
if(head==tail&&next==NULL){
CAS(Q->tail,tail,next);
continue;
}
//移動head指針成功后，取出數(shù)據(jù)
if(CAS(Q->head,head,next)==TRUE){
value=next->value;
break;
}
}
free(head);//釋放老的dummy結(jié)點
returnvalue;
}

上面這段代碼的邏輯和 Java 的 ConcurrentLinkedQueue 的 poll 方法很一致了。也是《Simple, Fast, and Practical Non-Blocking and Blocking ConcurrentQueue Algorithms》這篇論文中的實現(xiàn)。

CAS的ABA問題

所謂ABA（見維基百科的ABA詞條），問題基本是這個樣子：

• 進程P1在共享變量中讀到值為A

• P1被搶占了，進程P2執(zhí)行

• P2把共享變量里的值從A改成了B，再改回到A，此時被P1搶占。

• P1回來看到共享變量里的值沒有被改變，于是繼續(xù)執(zhí)行。

雖然P1以為變量值沒有改變，繼續(xù)執(zhí)行了，但是這個會引發(fā)一些潛在的問題。ABA問題最容易發(fā)生在lock free 的算法中的，CAS首當其沖，因為CAS判斷的是指針的值。很明顯，值是很容易又變成原樣的。

比如上述的DeQueue()函數(shù)，因為我們要讓head和tail分開，所以我們引入了一個dummy指針給head，當我們做CAS的之前，如果head的那塊內(nèi)存被回收并被重用了，而重用的內(nèi)存又被EnQueue()進來了，這會有很大的問題。（內(nèi)存管理中重用內(nèi)存基本上是一種很常見的行為）

這個例子你可能沒有看懂，維基百科上給了一個活生生的例子——

你拿著一個裝滿錢的手提箱在飛機場，此時過來了一個火辣性感的美女，然后她很暖昧地挑逗著你，并趁你不注意的時候，把用一個一模一樣的手提箱和你那裝滿錢的箱子調(diào)了個包，然后就離開了，你看到你的手提箱還在那，于是就提著手提箱去趕飛機去了。

這就是ABA的問題。

解決ABA的問題

維基百科上給了一個解——使用double-CAS（雙保險的CAS），例如，在32位系統(tǒng)上，我們要檢查64位的內(nèi)容

• 一次用CAS檢查雙倍長度的值，前半部是值，后半部分是一個計數(shù)器。

• 只有這兩個都一樣，才算通過檢查，要吧賦新的值。并把計數(shù)器累加1。

這樣一來，ABA發(fā)生時，雖然值一樣，但是計數(shù)器就不一樣（但是在32位的系統(tǒng)上，這個計數(shù)器會溢出回來又從1開始的，這還是會有ABA的問題）

當然，我們這個隊列的問題就是不想讓那個內(nèi)存重用，這樣明確的業(yè)務(wù)問題比較好解決，論文《Implementing Lock-Free Queues》給出一這么一個方法——使用結(jié)點內(nèi)存引用計數(shù)refcnt！（論文《Simple, Fast, and Practical Non-Blocking and Blocking ConcurrentQueue Algorithms》中的實現(xiàn)方法也基本上是一樣的，用到的是增加一個計數(shù)，可以理解為版本號）

SafeRead(q)
{
loop:
p=q->next;
if(p==NULL){
returnp;
}
Fetch&Add(p->refcnt,1);
if(p==q->next){
returnp;
}else{
Release(p);
}
gotoloop;
}

其中的 Fetch&Add和Release分是是加引用計數(shù)和減引用計數(shù)，都是原子操作，這樣就可以阻止內(nèi)存被回收了。

用數(shù)組實現(xiàn)無鎖隊列

本實現(xiàn)來自論文《Implementing Lock-Free Queues》

使用數(shù)組來實現(xiàn)隊列是很常見的方法，因為沒有內(nèi)存的分部和釋放，一切都會變得簡單，實現(xiàn)的思路如下：

• 數(shù)組隊列應(yīng)該是一個ring buffer形式的數(shù)組（環(huán)形數(shù)組）

• 數(shù)組的元素應(yīng)該有三個可能的值：HEAD，TAIL，EMPTY（當然，還有實際的數(shù)據(jù)）

• 數(shù)組一開始全部初始化成EMPTY，有兩個相鄰的元素要初始化成HEAD和TAIL，這代表空隊列。

• EnQueue操作。假設(shè)數(shù)據(jù)x要入隊列，定位TAIL的位置，使用double-CAS方法把(TAIL, EMPTY) 更新成 (x, TAIL)。需要注意，如果找不到(TAIL, EMPTY)，則說明隊列滿了。

• DeQueue操作。定位HEAD的位置，把(HEAD, x)更新成(EMPTY, HEAD)，并把x返回。同樣需要注意，如果x是TAIL，則說明隊列為空。

算法的一個關(guān)鍵是——如何定位HEAD或TAIL？

• 我們可以聲明兩個計數(shù)器，一個用來計數(shù)EnQueue的次數(shù)，一個用來計數(shù)DeQueue的次數(shù)。

• 這兩個計算器使用使用Fetch&ADD來進行原子累加，在EnQueue或DeQueue完成的時候累加就好了。

• 累加后求個模什么的就可以知道TAIL和HEAD的位置了。

如下圖所示：

小結(jié)

以上基本上就是所有的無鎖隊列的技術(shù)細節(jié)，這些技術(shù)都可以用在其它的無鎖數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)上。

• 無鎖隊列主要是通過CAS、FAA這些原子操作，和Retry-Loop實現(xiàn)。

• 對于Retry-Loop，我個人感覺其實和鎖什么什么兩樣。只是這種“鎖”的粒度變小了，主要是“鎖”HEAD和TAIL這兩個關(guān)鍵資源。而不是整個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。

還有一些和Lock Free的文章你可以去看看：

Code Project 上的雄文 《Yet another implementation of a lock-free circular array queue》

Herb Sutter的《Writing Lock-Free Code: A Corrected Queue》– 用C++11的std::atomic模板。

IBM developerWorks的《設(shè)計不使用互斥鎖的并發(fā)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)》