原文地址 作者：Pedro Ramalhete，译者：周可人，校对：梁海舰
Tick lock是mutual lock的一种简单实现：
http://web.mit.edu/6.173/www/currentsemester/readings/R06-scalable-synchronization-1991.pdf
它是由John Mellor-Crummey和Michael Scott在1991年提出的（pdf中2.2节），感谢C++11和C11中新的内存模型，我们可以对单个变量进行具有屏障或者不具有屏障的原子操作。当屏障没有使用，只有原子性保证时，我们称之为“relaxed atomic”：
http://en.cppreference.com/w/cpp/atomic/memory_order
注意在C11/C++11内存模型中，一个原子变量并不具有内在的“顺序一致性”或者“relaxed”性质，然而我们可以在每次访问的时选择它的行为。
原子修饰符只能保证原子性，即这个变量会被单步读或写。其他语言，如Java和Scala则不同，它们可以保证几乎所有的原生类型提供原子性保证，从而表现为“relaxed atomic”。并且，所有被声明为顺序一致性的变量可以在整个程序中保持性质（除非在Java中使用sun.misc.unsafe）。尽管这个细微的差异可能看起来并不重要，但是当我们的目标是从同步或是并发算法中挖掘最大性能时，就需要关注这个差异了。
假设你想要在不同语言中声明一个原子整型，下面是你可能会做的：
C11 (can be relaxed or sequentially consistent) _Atomic int x; C++11 or C++14 (can be relaxed or sequentially consistent) atomic<int> x; Java (sequentially consistent) volatile int x;
当具备上述信息时，我们可以写出一个简单的Ticket Lock C11版本的实现，如下所示：
typedef struct
{
_Atomic long ingress;
char padding[64]; // To avoid false sharing between ingress and egress
_Atomic long egress;
} ticket_mutex_t;
void ticket_mutex_lock(ticket_mutex_t * self)
{
long lingress = atomic_fetch_add(&self->ingress, 1);
while (lingress != atomic_load(&self->egress)) {
sched_yield();
}
// This thread has acquired the lock on the mutex
}
void ticket_mutex_unlock(ticket_mutex_t * self)
{
atomic_fetch_add(&self->egress, 1);
}
这里有3处不明显的优化，我们可以在上述代码的基础上利用releaxed atomics实现。让我们一个一个看。
代码如下：
void ticket_mutex_lock(ticket_mutex_t * self)
{
long lingress = atomic_fetch_add(&self->ingress, 1);
// If the ingress and egress match, then the lock as been acquired and
// we don't even need to do an acquire-barrier.
if (lingress == atomic_load_explicit(&self->egress, memory_order_relaxed)) return ;
while (lingress != atomic_load(&self->egress)) {
sched_yield(); // Replace this with thrd_yield() if you use <threads.h>
}
// This thread has acquired the lock on the mutex
}
我们这样做的原因是atmoic_fetch_add(ingress)将会获取一个barrier，这代表着atomic_load_explicit(egress, memory_order_relaxed)将永远不能在atomic_fetch_add()之前被执行，但是它可以获得一个最新的egress的值，至少在atomic_fetch_add(ingress)执行之后。这意味着egress变量的值将永远不会比atomic_fetch_add(ingress)所返回的值更大。
在x86架构中，这个优化并不会带来效率提升，因为获得屏障是没有代价的，这代表节省一个屏障并不能带来任何收益。但是在其他架构中——如ARMv8，这个优化将带来少量的收益。当我可以在ARMv8上开发，并且配有支持C11/C++11的gcc时，我会详细说明。
- 在unlock()方法中，我们可以使用atomic_load()和atomic_store()来替代atomic_fetch_add()。
unlock()方法中并没有在一个原子操作中同时读/写的需求，因为同一时间只有一个线程可以调用这个方法。这说明我们可以这样实现egress变量的增加操作：使用atomic_load()读取egress变量的当前值，然后使用atomic_store()操作将当前值加1写入egress变量。
- 在前面提到的atomic_load()操作可以是relaxed。
步骤2可以通过relaxed atomic_load()进一步优化。在lock()方法中，atomic_fetch_add()有一个获取屏障的操作，或者在糟糕的情况下，这个屏障在while循环中的atomic_load()，用来保证当前线程获得最新的egress值。我们可以保证在这个屏障和unlock()之间没有其他线程调整egress变量，所以这样做是安全的。
最后的代码如下：
void ticket_mutex_unlock( ticket_mutex_t * self)
{
long legress = atomic_load_explicit(&self-> egress, memory_order_relaxed);
atomic_store(&self-> egress, legress+1);
}
上述是一些关于如何使用relaxed atomics来优化代码的例子。
现在，我们可以实际地说这些特殊优化所带来的提升是非常小的，并且一些优化是令人费解的，更是难以证明其正确性的。有利的一点是这个代码仍然是跨平台的。你可以在x86，ppc，mips，arm上运行它，因为内存模型的一致性，你有信心保证代码仍然是安全的。
这是我喜爱C11/C++1x内存模型的原因。
可以在github上找到C11 Ticket Lock源代码：
https://github.com/pramalhe/ConcurrencyFreaks/blob/master/C11/locks/ticket_mutex.h
https://github.com/pramalhe/ConcurrencyFreaks/blob/master/C11/locks/ticket_mutex.c
原创文章，作者：奋斗，如若转载，请注明出处：https://blog.ytso.com/140493.html