Who ordered memory fences on an x86?
具有寬鬆存儲模型的多處理器的行爲是會非常令人困惑的，其寫操作可以是亂序的，讀操作可以是推測的，並返回未來的值，這是多麼的混亂啊！爲了保證一些一致性，你需要使用內存屏障，並且有幾種不同的內存屏障。
在危險的寬鬆存儲多核處理器領域，x86看上去就是一塊綠洲。Intel 64 Architecture Memory Ordering White Paper 以及AMD 規格說明 AMD64 ArchitectureProgrammer’s Manual 中詳細說明了Intel x86存儲模型，並列出了如下大量的存儲順序保證：
- 不同的加載指令（Loads）不會被重排序
- 不同的存儲指令（Stores）不會被重排序
- 存儲指令不會與老的加載指令重排序
- 在多處理器系統中，存儲順序遵循因果一致性（存儲順序遵循傳遞可見性）
- 在多處理器系統中，對相同地址的存儲操作具有全序關係
- 在多處理器系統中，加鎖的指令具有全序關係
- 加載與存儲指令不會與加鎖的指令重排序
x86也有內存屏障指令mfence， lfence， 以及sfence（但是代價很高，需要100個週期）；但是考慮上面提供的存儲順序保證，爲什麼還有人需要內存屏障指令呢？著名的雙檢測加鎖（double-checkedlocking pattern）在x86上就不需要任何屏障並工做的很好。
這是一個非常重要的問題，因爲你不希望編譯器違反你的代碼屏障，也就是說你不希望它產生錯誤的代碼，因此我決定找到一些答案。
下面是在x86規格說明中列出的一個重要的非保證事項：
加載指令可能會與先前的對不同地址進行操作的存儲指令重排序
下面是x86規格說明中的一個例子：x和y位於共享內存中，並且都初始化爲0，r1和r2時處理器寄存器。
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Thread 0 |
Thread 1 |
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mov [_x], 1 mov r1, [_y] |
mov [_y], 1 mov r2, [_x] |
存儲 加載 |
當這兩個線程在不同核上運行時，允許出現非直觀的結果r1==0並且r2==0。注意當處理器在存儲指令之前先執行加載指令（訪問不同的地址）的情況下，結果將一直這樣。
這個例子有多重要呢？
我需要找到一個會被這種寬鬆情況破壞的算法。我已經看到Dekker算法中提到了這一點，但是還有一個更現代的Peterson鎖用到了這一點。這是一個用於兩個線程的互斥算法，它假設每個線程都可以訪問一個線程自身的id，一個是0，另一個是1。下面是改編自TheArt of Multiprocessor Programming 的版本：
class Peterson
{
private:
// indexed bythread ID, 0 or 1
bool_interested[2];
// who'syielding priority?
int _victim;
public:
Peterson()
{
_victim =0;
_interested[0] = false;
_interested[1] = false;
}
void lock()
{
// threadIDis thread local,
// initialized either to zero or one
int me =threadID;
int he = 1- me;
_interested[me] = true;
_victim =me;
while(_interested[he] && _victim == me)
continue;
}
void unlock()
{
int me =threadID;
_interested[me] = false;
}
}
爲了解釋它是如何工作的，讓我來模仿其中一個線程。當我（那個線程）想要獲取一個鎖時，我設置我的_interested槽爲true，我是唯一可以寫這個槽的，雖然另一個線程可以讀它。同時我將_victim指向我自己，然後檢測另一個線程是否也對這個鎖感興趣，如果它感興趣並且我是犧牲者，那麼我就旋轉等待。但是一旦它不再感興趣或者將他自己設置成了犧牲者，那麼這個鎖就是我的。當我完成臨界代碼後，我重置我的_interested槽，從而可以釋放另一個線程。
讓我們對此進行一點簡化，並且區分兩個線程的代碼。我們使用兩個變量zeroWants 和oneWants分別對應兩個槽，而不是使用一個數組_intereste。
zeroWants = false;
oneWants = false;
victim = 0;
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Thread 0 |
Thread 1 |
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zeroWants = true; |
oneWants = true; |
最後，讓我們將執行代碼的前部分改寫成僞彙編。
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Thread 0 |
Thread 1 |
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store(zeroWants, 1) |
store(oneWants, 1) |
現在分別看對zeroWants 和oneWants的加載與存儲，它們和x86重排序例子中的模式一樣。處理器可以隨意的將對oneWants的讀操作移動到對zeroWants（以及victim）的寫操作之前。類似的，它可以將對zeroWants的讀操作移動到對oneWants的寫操作之前。我們最終可能得到下面的執行順序：
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Thread 0 |
Thread 1 |
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r0 = load(oneWants) |
r0 = load(zeroWants) |
最初zeroWants 和 onneWants都被初始化爲0，所以r1和r2最終可能都是0。在這個例子中，自旋鎖永遠不會執行，兩個線程都直接進入了臨界區。x86上的Peterson算法被破壞了！
當然，有方法來修復它。mfence將強制正確的順序。它可以被放在一個線程中存儲zeroWants和加載oneWants之間以及另一個線程存儲oneWants和加載zeroWants之間的任何位置。
所以我們有了一個在x86上需要真實的屏障的實例。這個問題是真實的！