我学习了大卫A. Patterson，并在第254页的Elaboration中有以下代码
以下是书籍内容和相关代码：
虽然上面的代码实现了原子交换，但下面的代码将更有效地在寄存器x20中的位置获取锁，其中0的值表示锁空闲，1表示获取锁：
addi x12, x0, 1
// copy locked value
again: lr.d x10, (x20)
// load-reserved to read lock
bne x10, x0, again
// check if it is 0 yet
sc.d x11, x12, (x20)
// attempt to store new value
bne x11, x0, again
// branch if store fails加锁后由**（基于）原始更改
由于load-reserved返回初始值，而store-conditional只有在成功时才返回0，因此以下序列在x20的内容指定的内存位置上实现**原子交换：
again:lr.d x10, (x20)
// load-reserved
sc.d x11, x23, (x20)
// store-conditional
bne x11, x0, again
// branch if store fails
addi x23, x10, 0
// put loaded value in x231-书上说通过addi x12, x0, 1 // copy locked value将锁添加到代码中“更有效”，我不知道它在哪里
2-我认为这种锁无法避免基于“缓存线”硬件设计的“虚假故障”，对吗？
1条答案
按热度按时间rnmwe5a21#
我认为作者的意思是比
do{}while(x20->exchange(1) == 0)更少的指令，这是使用他们的交换函数来获取自旋锁的明显方式。（这是他们的循环所做的。在C++术语中，它有点像do{}while(! lock.cas_weak(0, 1));，但他们关于asm效率的观点是特定于LL/SC的）当负载看到非零值时，根本不存储也可能是有益的。（所以这个核心在另一个核心向它存储了
0之后才能对缓存行做任何有用的事情时，它不会独占缓存行的所有权。）但是我不确定lr.d是否会在预期SC时尝试获得独占所有权（发送RFO =读取所有权）。如果比较失败，它至少不会弄脏该高速缓存行，因此不必写回它。这也可以减少多个线程等待锁的活锁问题，所有线程都运行这个循环。
有关具有多个旋转、只读与原子RMW访问参见通过内联汇编的内存操作周围的锁（x86，只有单指令CAS_strong，而不是LL/SC）。
1.正确，您无法避免LL/SC指令的伪故障。