Interlocked API的原子性如何保证

前面的文章提到如何利用Interlocked API设计系统级日志。Interlocked API可以对在多线程之间共享的内存变量提供原子性访问。有些CPU在硬件层面上直接支持这些操作，如80386以后的X86架构CPU，xchg、 xadd、cmpxchg等指令在进行内存访问时锁住总线。举例来说， InterlockedExchangeAdd在X86上的实现如下：

LONG WINAPI InterlockedExchangeAdd(PLONG Addend, LONG Value)
{
__asm {
mov ecx, Addend
mov eax, Value
xadd [ecx], eax
}
}

直接利用了xadd指令完成交换。
问题是，其他架构的CPU没有提供类似的指令可以锁定总线，Interlocked API的原子性如何保证？拿ARM架构来说，在Windows CE上InterlockedExchangeAdd的ARM实现如下：

LEAF_ENTRY InterlockedExchangeAdd
ldr r12, [r0]
add r2, r12, r1
str r2, [r0]
mov r0, r12 ; (r0) = return original value
bx lr
ENTRY_END InterlockedExchangeAdd

翻译成C语言就是：

LONG InterlockedExchangeAdd(PLONG Addend, LONG Value)
{
LONG oldval = *Target; // ldr r12, [r0]
LONG newval = oldval+Value; // add r2, r12, r1
*Target = newval; // str r2, [r0]
return oldval; // mov r0, r12; bx lr
}

完全是一个普通的函数。在多线程环境下，这样的实现是不足以保证原子性的。举个例子，你有一个全局变量g_lVar，线程1和线程2会改变它的值：

LONG g_lVar = 0;
void thread_entry()
{
LONG oldval = InterlockedExchangeAdd(&g_lVar, 1);
}

在 InterlockedExchange不能保证原子性的情况下会出现什么问题？正常情况下，两个线程执行完thread_entry函数后，g_lVar的值为2。现在设想一下这种情况：线程1执行完InterlockedExchangeAdd中的第一句（此时oldval为0），时间片刚好用完，线程调度器唤醒线程2，线程2执行顺利执行完thread_entry，g_lVar为1。线程调度器切换回到线程1执行，由于线程1中本地变量oldval为0，*Target=newval=oldval+Value=0+1=1，因此线程1的thread_entry完成后，g_lVar的值仍然为1！！问题处在InterlockedExchangeAdd的执行可能被别的线程打断，导致操作数有可能被其他线程改变，而 InterlockedExchangeAdd本身无法预知这一点，也就是说InterlockedExchangeAdd的原子性无法得到保证。
Windows CE怎么解决这一问题？答案是调度器！在CPU被切换到另外一个context执行前（比如当前任务被中断打断，或者发生一个Data Abort）调度器会检查原先任务是否运行到Interlocked API所在的地址范围，如果是的话，调度器把指令寄存器修正为该Interlocked API的入口地址。在我们的例子中，InterlockedExchangeAdd执行完第一句时间片用完，调度器发现该线程的指令寄存器处于 InterlockedExchangeAdd API之间，因此它会把指令寄存器重置回InterlockedExchangeAdd的入口地址，再切换到线程2执行。在线程2完成后线程1运行时，oldval的值重新从*Target（即g_lVar，此时已被线程2改为1）取得，这样，在线程1完成后g_lVar的值变成2。要注意的是，调度器不保证Interlocked API的执行不被打断，它保证的是Interlocked API的一次完整执行不会被其他任务打断！还要注意的是，在多处理器或多核系统上，这种方法是行不通的，必须在硬件层次上提过某种锁定总线的内存访问机制才行。