關于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就是CAS操作——Compare & Set，或是 Compare & Swap，現在幾乎所有的CPU指令都支持CAS的原子操作，X86下對應的是 CMPXCHG 匯編指令。有了這個原子操作，我們就可以用其來實現各種無鎖（lock free）的數據結構。

這個操作用C語言來描述就是下面這個樣子：意思就是說，看一看內存*reg里的值是不是oldval，如果是的話，則對其賦值newval。

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，可以調用者知道有沒有更新成功）：

與CAS相似的還有下面的原子操作：

• 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的各種實現版本如下：

1）GCC的CAS

GCC4.1+版本中支持CAS的原子操作

2）Windows的CAS

在Windows下，你可以使用下面的Windows API來完成CAS：

3) C++11中的CAS

C++11中的STL中的atomic類的函數可以讓你跨平臺。

無鎖隊列的鏈表實現

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

我們先來看一下進隊列用CAS實現的方式，基本上來說就是鏈表的兩步操作：

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

第二步，把tail指針移到隊尾。tail = p;

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點時，別的線程已經加成功了，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“置尾結點”的操作不判斷是否成功，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，
• 此時，如果T1 線程還沒有更新tail指針，其它的線程繼續失敗，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，繼續往下走了。
• 所以，只要線程能從 while 循環中退出來，意味著，它已經“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了。下面是改良版的EnQueue()

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：

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）

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 都指向同一個結點，這意味著隊列為空，應該返回 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點，這個時候就會出現，在 EnQueue 并沒有完成的時候， DeQueue 已經把新增加的結點給取走了，此時，隊列為空，但是，head 與 tail 并沒有指向同一個結點。如下所示：

雖然，EnQueue的函數會把 tail 指針置對，但是，這種情況可能還是會導致一些并發問題，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。下面是相關的改進代碼：

CAS的ABA問題

所謂ABA，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，于是繼續執行。

雖然P1以為變量值沒有改變，繼續執行了，但是這個會引發一些潛在的問題。ABA問題最容易發生在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，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的那塊內存被回收并被重用了，而重用的內存又被EnQueue()進來了，這會有很大的問題。（內存管理中重用內存基本上是一種很常見的行為）

這個例子你可能沒有看懂，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位系統上，我們要檢查64位的內容

• 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。并把計數器累加1。

這樣一來，ABA發生時，雖然值一樣，但是計數器就不一樣（但是在32位的系統上，這個計數器會溢出回來又從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存重用，這樣明確的業務問題比較好解決。

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

用數組實現無鎖隊列

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

• 數組隊列應該是一個ring buffer形式的數組（環形數組）
• 數組的元素應該有三個可能的值：HEAD，TAIL，EMPTY（當然，還有實際的數據）
• 數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。假設數據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。

算法的一個關鍵是——如何定位HEAD或TAIL？

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

以上基本上就是所有的無鎖隊列的技術細節，這些技術都可以用在其它的無鎖數據結構上。

• 無鎖隊列主要是通過CAS、FAA這些原子操作，和Retry-Loop實現。
• 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這兩個關鍵資源。而不是整個數據結構