【翻译】InterlockedIncrement内部是如何实现的？

    Interlocked系列函数能够对内存进行原子操做，它是如何实现的？

    它的实现依赖于底层的CPU架构。对于某些CPU来讲，这很简单，例如x86能够经过 LOCK前缀直接支持Interlocked操做（有一个额外的特性就是XCHG指令老是隐式包含了LOCK前缀）。IA64和x64也直接支持原子的load-modify-store操做。

    其它的多数CPU架构把这个操做分红两部分，被称为 Load-link/store-conditional。第一部分（load-link）从指定内存地址读取一个值，而且处理器会监视这个内存地址，看是否有其它处理器修改该值。第二部分（store-conditional）是若是这期间没有其它处理器修改该值，则将新值存回该地址。所以，一个原子的load-link/store-conditional操做就是经过load-link读取值，进行一些计算，而后试图store-conditional。若是store-conditional失败，那么从新开始整个操做。

 1 LONG InterlockedIncrement( LONG volatile *value )
 2 {
 3     LONG        lOriginal, lNewValue;
 4     do
 5     {
 6         //
 7         //经过load-link读取当前值
 8         //能够知道写回以前是否有人修改它
 9         //
10         lOriginal = load_link(value);
11  
12         //
13         //计算新的值
14         //
15         lNewValue = lOriginal + 1;
16  
17         //
18         //有条件的写回新值
19         //若是有人在计算期间覆写该值，则函数返回失败
20         //
21     } while ( !store_conditional(value, lNewValue));
22     return lNewValue;
23 }

（若是看起来有些熟悉，是的，你以前见到过这种模式。）

    请求CPU监视一个内存地址依赖于CPU本身的实现。但要记住一件事情，CPU在同一时间只能监视一个内存地址，而且这个时间是很短暂的。若是你的代码被抢占了或者在load-link后有一个硬件中断到来，那么你的store-conditional将会失败，由于CPU由于硬件中断而分心了，彻底忘记了你要求它监视的内存地址（即便CPU成功的记住了它，也不会记过久，由于硬件中断几乎都会执行本身的load-link指令，所以会替换成它本身要求监视的内存地址）。

    另外，CPU可能会有点懒，在监视时并不监视内存地址，而是监视cache line，若是有人修改了一个不一样的内存位置，可是恰好跟要被监视的内存地址在同一个cache line里，store-conditional操做也会失败，即便它事实上能够成功完成。ARM架构的CPU是太懒了，以致于任何向同一块2048字节写入的操做都会致使store-conditional失败。

    这对于须要用汇编语言来实现Interlocked操做的你来讲意味着什么？你须要尽量减小load-link和store-conditional之间的指令数。例如，InterlockedIncrement只不过是给值加1。你在load-link和store-conditional之间插入的指令越多，store-conditional失败的可能就越大，你就不得不重来一次。若是你在二者之间插入的指令太多了就会致使store-conditional永远不会成功。举一个极端的例子，若是你计算新值的代码须要耗时5秒，在这5秒内确定会接收到不少硬件中断，store-conditional操做就永远都会失败。

    额外阅读：为何InterlockedIncrement/Decrement只返回有符号值？

 

本文译自The Old New Thing，原文地址http://blogs.msdn.com/b/oldnewthing/archive/2013/09/13/10448736.aspx。