编译器屏障概述

1. 前言

2. 编译器内存屏障

编译屏障，相对于运行时的硬件屏障，它是一种编译时行为，其目的是阻止编译器对内存访问实行程序员不期望的优化行为，如存储访问合并、将循环内的读取行为移动到循环外等等。

2.1 编译器内存访问重排序规则

虽然编译器可以优化代码的存储访问，以得到更好的性能，但编译器开发人员和CPU 供应商普遍应遵循的内存访问重排序的一个基本规则，该规则可以表述为：不得修改单线程程序的行为。这条基本规则的意思是，不管是编译时的编译器内存访问重排序，还是运行时的 CPU 内存访问重排序，都要在不改变单线程行为的前提下进行。如有以下代码：

int x, y;void foo(void)
{x = y + 1;y = 0;
}

假定代码通过如下版本 ARM GCC 编译器(这也是本文所有示范代码采用的编译器)进行编译：

$ arm-linux-gnueabi-gcc --version
arm-linux-gnueabi-gcc (Ubuntu/Linaro 5.4.0-6ubuntu1~16.04.9) 5.4.0 20160609
Copyright (C) 2015 Free Software Foundation, Inc.
This is free software; see the source for copying conditions.  There is NO
warranty; not even for MERCHANTABILITY or FITNESS FOR A PARTICULAR PURPOSE.

在不启用优化的情形下编译，会生成如下汇编代码(只截取函数 foo() 对应部分)：

$ arm-linux-gnueabi-gcc -S foo.c

/* foo.s */....type	foo, %function
foo:@ args = 0, pretend = 0, frame = 0@ frame_needed = 1, uses_anonymous_args = 0@ link register save eliminated.str	fp, [sp, #-4]!add	fp, sp, #0ldr	r3, .L2 // r3 = &yldr	r3, [r3] // r3 = yadd	r3, r3, #1 // r3 = y + 1ldr	r2, .L2+4 // r2 = &xstr	r3, [r2] // (1) x = y + 1ldr	r3, .L2 // r3 = &ymov	r2, #0 // r2 = 0str	r2, [r3] // (2) y = 0nopsub	sp, fp, #0@ sp neededldr	fp, [sp], #4bx	lr
.L3:.align	2
.L2:.word	y.word	x
...

从上面编译器生成的汇编代码代码我们看到，在上面 (1) 和 (2) 处，先 x = y + 1; 后 y = 0; 是符合编程顺序的。再看一下，在(加上 -O2 编译选项)启用编译器优化的情形下，会生成怎样的汇编代码(只截取函数 foo() 对应部分)：

$ arm-linux-gnueabi-gcc -O2 -S foo.c

/* foo.s */....type	foo, %function
foo:@ args = 0, pretend = 0, frame = 0@ frame_needed = 0, uses_anonymous_args = 0@ link register save eliminated.mov	r0, #0ldr	r2, .L2 // r2 = &yldr	r1, .L2+4 // r1 = &xldr	r3, [r2] // r3 = ystr	r0, [r2] // (1) x = 0 add	r3, r3, #1 // r3 = y + 1str	r3, [r1] // (2) x = y + 1bx	lr
.L3:.align	2
.L2:.word	y.word	x
...

我们看到，优化后的汇编代码，在 (1) 和 (2) 处，将 x = 0; 的赋值操作，放在了 x = y + 1 的赋值操作之前，这和前面的编程顺序不一致，也即编译器出现了对存储访问的重排序。由于 y 的初始值为0，所以 x = 0; 和 x = y + 1 无论哪个在前执行，在单线程执行环境下，都不影响结果，这遵循前面提到的规则。
由于这条规则，编写单线程代码的程序员基本上不会注意到内存重排序。在多线程编程中，它也经常被忽视，因为互斥锁、信号量自带编译屏障功能，可以防止在它们周围的内存操作重排序。只有当使用无锁技术时，当内存在线程之间共享而没有任何互斥操作时，可以清楚地观察到内存重排序的效果。编译器的内存访问重排序通常只在启用优化的时候发生。在单处理器系统上，编译屏障已经足够保障对数据的并发访问安全，因为不会出现真正的并行访问，毕竟系统中只有一个处理器。

2.2 编译器屏障的几种形式

2.2.1 显式编译器屏障

以 GCC 编译器为例，来说明显式编译器屏障，其定义如下：

__asm__ volatile("" ::: "memory")

"memory" 阻止将变量缓存到寄存器，强制从内存读取；同时如果访问变量既没有出现在 __asm__ 语句的 input 部分，也没有出现在 __asm__ 语句的 output 部分，则还要加上 __volatile__ 关键字，强制从内存读取。__volatile__ 关键字同时也阻止了编译移动语句(譬如移出循环)，指令重排。
编译器(显式)屏障的作用，就是阻止对其前后的内存访问进行重排序。还是以章节 2.1 的代码为例，在其中插入插入一个显式编译器屏障，仍然用 -O2 优化选项进行编译，看是否能阻止对 x = y + 1; 和 y = 0; 的重排序。修改后的代码如下：

int x, y;void foo(void)
{x = y + 1;asm volatile("" ::: "memory"); // 插入一个编译屏障y = 0;
}

再看一下，在(加上 -O2 编译选项)启用编译器优化的情形下，会生成怎样的汇编代码(只截取函数 foo() 对应部分)：

$ arm-linux-gnueabi-gcc -O2 -S foo.c

....type	foo, %function
foo:@ args = 0, pretend = 0, frame = 0@ frame_needed = 0, uses_anonymous_args = 0@ link register save eliminated.@ A = B + 1;ldr	r2, .L2 // r2 = &yldr	r1, .L2+4 // r1 = &xldr	r3, [r2] // r3 = yadd	r3, r3, #1 // r3 = y + 1str	r3, [r1] // (1) x = y + 1mov	r3, #0 // r3 = 0str	r3, [r2] // (2) y = 0bx	lr
.L3:.align	2
.L2:.word	y.word	x
...

我们看到，在加入(显式)编译器屏障后，优化后的汇编代码，在 (1) 和 (2) 处，已经按编程顺序执行了对 x 和 y 的存储访问，这是编译屏障起了作用。

2.2.2 隐式编译器屏障

在代码里面的一些 sequence points 如函数调用、对 volatile 变量的访问等，可以作为隐式编译屏障。事实上，大多数函数调用都可充当编译器屏障，无论它们自身是否包含编译器屏障，但这不包括内联函数、使用 pure 属性声明的函数以及使用链接时生成的代码。另外，带编译屏障的函数，哪怕内联了，也作为编译屏障使用。下面来看函数做为隐式编译器屏障的一个例子：

int x, y;void foo(void)
{x = y + 1;y = 0;
}struct foo_data {int bar, bar2;
};void do_something(struct foo_data *foo_data)
{foo_data->bar = 5;foo();foo_data->bar2 = foo_data->bar;
}

开启 -O2 选项进行编译：

$ arm-linux-gnueabi-gcc -O2 -S foo.c

生成如下汇编代码(只截取相关部分)：

....type	do_something, %function
do_something:@ args = 0, pretend = 0, frame = 0@ frame_needed = 0, uses_anonymous_args = 0str	lr, [sp, #-4]! // 保存 lr 到堆栈mov	r1, #5 // r1 = 5mov	lr, #0 // lr = 0ldr	r2, .L6 // r2 = &yldr	ip, .L6+4 // ip = &xldr	r3, [r2] // r3 = ystr	r1, [r0, #4] // (1) foo_data->bar2 = 5add	r3, r3, #1 // r3 = y + 1str	r1, [r0] // foo_data->bar = 5 (2)str	lr, [r2] // y = 0str	r3, [ip] // x = y + 1ldr	pc, [sp], #4 // 从 do_something() 函数返回
.L7:.align	2
.L6:.word	y.word	x
...

从汇编代码看到，函数 foo() 已经被内联到函数 do_something() 内，且 在 (1) 和 (2) 处，foo_data->bar = 5; 和 foo_data->bar2 = foo_data->bar; 的顺序和编程顺序正好相反，即产生了编译乱序。为避免这种情况，第 1 种方法是阻止函数 foo() 被内联，第 2 种方法是在函数 foo() 内插入编译屏障。这里只演示第 1 种方法，修改后代码如下：

int x, y;void foo(void) __attribute__((noinline)); // 阻止函数 foo() 被内联void foo(void)
{x = y + 1;y = 0;
}struct foo_data {int bar, bar2;
};void do_something(struct foo_data *foo_data)
{foo_data->bar = 5;foo();foo_data->bar2 = foo_data->bar;
}

开启 -O2 选项进行编译：

$ arm-linux-gnueabi-gcc -O2 -S foo.c

生成如下汇编代码(只截取相关部分)：

	.type	do_something, %function
do_something:@ args = 0, pretend = 0, frame = 0@ frame_needed = 0, uses_anonymous_args = 0mov	r3, #5 // r3 = 5push	{r4, lr} // 保存 r4, lr 到堆栈mov	r4, r0 // r4 = foo_datastr	r3, [r0] // (1) foo_data->bar = 5;bl	foo // 调用函数 foo()，函数没有被内联了ldr	r3, [r4] // (2) r3 = foo_data->barstr	r3, [r4, #4] // (3) foo_data->bar2 = foo_data->bar;pop	{r4, pc} // 从堆栈恢复 r4，并从函数返回

从 (1) 和 (3) 处看到，编译器优化后的代码，仍然保持对 foo_data->bar 和 foo_data->bar2 写操作顺序和代码一致，另外，从 (2) 处看到，对 foo_data->bar2 的赋值前，重新读取了 foo_data->bar 的值，这是合理的，因为我们无法知道，函数 foo() 是否对 foo_data->bar 进行了修改(譬如函数参数 foo_data 指向一个全局变量，而刚好 foo() 修改了它)
除了这些情况之外，对外部函数的调用甚至比编译器障碍更强，因为编译器不知道函数的副作用是什么。编译器必须忘记它对内存所做的任何假设，这些假设可能对该函数可见。仔细想想，这很有道理。在上面的代码片段中，假设 foo() 实现存在于外部库中，编译器如何知道 foo() 不依赖于 foo_data->bar 的值？它如何知道 foo() 不会修改内存中的 foo_data->bar？显然编译器不得而知。因此，为了遵守内存访问重排序的基本规则，它不得围绕对 foo() 这个外部调用对任何内存访问进行重排序。同样，在调用完成后，它必须从内存中加载 foo_data->bar 的新值，而不是假设它仍然等于 5，即使启用了优化。
在许多情况下，编译器指令重新排序是被禁止的，甚至当编译器必须从内存中重新加载某些值时也是如此。这些隐藏的规则构成了人们长期以来一直说 C 中的 valotile 数据类型，在正确编写的多线程代码中通常不是必需的重要原因。

2.2.3 硬件内存屏障充当编译屏障

硬件内存屏障，也可以充当编译屏障。而在单处理器系统上，所有的硬件内存屏障定义都退化为编译屏障。如 Linux 的内存屏障接口在单处理器系统上定义如下：

/* include/asm-generic/barrier.h *//** Force strict CPU ordering. And yes, this is required on UP too when we're* talking to devices.** Fall back to compiler barriers if nothing better is provided.*/#ifndef mb
#define mb()	barrier()
#endif#ifndef rmb
#define rmb()	mb()
#endif#ifndef wmb
#define wmb()	mb()
#endif...#ifdef CONFIG_SMP/* 多处理器系统定义 */#else/* 单处理器系统定义 */#ifndef smp_mb
#define smp_mb()	barrier()
#endif#ifndef smp_rmb
#define smp_rmb()	barrier()
#endif#ifndef smp_wmb
#define smp_wmb()	barrier()
#endif#endif	/* CONFIG_SMP */

2.2.4 编程语言内存模型提供的编译屏障

譬如 C++，引入了自己的内存模式，并提供内存屏障接口对存储访问保序。如下面的例子：

int value;
std::atomic<int> is_updated(0);void update_value(int x)
{value = x;// 在这里阻止 value 和 is_updated 存储操作的重排序is_updated.store(1, std::memory_order_release);
}

2.3 编译器内存屏障实例

2.3.1 Linux spinlock

/* kernel/locking/qspinlock.c *//** Per-CPU queue node structures; we can never have more than 4 nested* contexts: task, softirq, hardirq, nmi.** Exactly fits one 64-byte cacheline on a 64-bit architecture.** PV doubles the storage and uses the second cacheline for PV state.*/
/* per-cpu 的数组 mcs_nodes[MAX_NODES] */
static DEFINE_PER_CPU_ALIGNED(struct mcs_spinlock, mcs_nodes[MAX_NODES]);void queued_spin_lock_slowpath(struct qspinlock *lock, u32 val)
{...
queue:node = this_cpu_ptr(&mcs_nodes[0]); // node 指向当前 CPU 的 mcs_nodes[MAX_NODES] 数组idx = node->count++; // count 最大值为 MAX_NODEStail = encode_tail(smp_processor_id(), idx);node += idx; // 使用当前 CPU mcs_nodes[MAX_NODES] 的 mcs_nodes[idx]/** Ensure that we increment the head node->count before initialising* the actual node. If the compiler is kind enough to reorder these* stores, then an IRQ could overwrite our assignments.*/barrier();node->locked = 0;node->next = NULL;pv_init_node(node); // (1) 修改 node 指向的结构体成员变量值...
}

在这里，由于变量 mcs_nodes[MAX_NODES] 是 per-cpu 的，每个 CPU 只会访问自己的变量空间，所以不用考虑多个 CPU 并行、并发访问 mcs_nodes[MAX_NODES] 的情形。在当前上下文，由于 spin_lock() 已经禁用了当前 CPU 上抢占，唯一的并发场景是在中断中也使用同一 spinlock 的情形，所以这里只要保障 node->count++ 操作在对 node 的初始化操作 node->locked = 0; node->next = NULL; pv_init_node(node); 之前完成，那么就不会出现中断中对当前 CPU 数据 mcs_nodes[idx] 的覆写，因为 mcs_nodes[MAX_NODES] 是每 CPU 的数据，所以不会有多个 CPU 对它的并行访问，对它的访问相当于单核场景。所以这里要做的，就是简单的插入一个编译屏障 barrier() 就可以了。如果读者难以能理解这里的场景，那么可以反过来思考：如果对 node 的初始化操作 node->locked = 0; 和 node->next = NULL; pv_init_node(node); 先于 node->count++ 发生，会变成怎样？譬如某个线程刚好执行完了 pv_init_node(node); 修改了 node 的值，在 node->count++ 执行前，中断进来了，也使用和线程相同的 spinlock，然后因为线程中 node->count++ 还没执行，所以中断和线程使用同一个 node，然后修改 node 的值，这时候前面线程对 node 的修改值就会被中断中的写操作覆写。如果 保证 node->count++ 执行在前，那么线程和中断修改的将会是不同的 node ，也就不会出现覆写的情况。

3. 结语

虽然编译乱序为我们带来了很多烦恼，但它只影响无锁编程的场合，因为带锁的场合，锁自身就含有内存屏障语义。
在多 CPU 系统下，编译器屏障无法阻止 CPU 带来的存储乱序，这需要硬件内存屏障来保护。
如果我们不是编译器的开发者，或者对使用的编译的各个细节非常熟悉，这时候编译器生成的汇编代码可以指导我们应该怎样、或这哪里插入编译屏障。

4. 参考资料

[1] How can I judge where should I put memory barrier in the code?
[2] GCC-Inline-Assembly-HOWTO
[3] Memory Ordering at Compile Time
[4] Optimization of conditional access to globals: thread-unsafe?
[5] https://www.oracle.com/technetwork/server-storage/solarisstudio/documentation/oss-compiler-barriers-176055.pdf
[6] https://topic.alibabacloud.com/a/understanding-memories-barrier-memory-barrier_8_8_10252214.html
[7] https://yarchive.net/comp/linux/ACCESS_ONCE.html
[8] https://yarchive.net/comp/linux/memory_barriers.html
[9] https://www.quora.com/Can-you-explain-what-a-compiler-barrier-is
[10] https://alibaba-cloud.medium.com/memory-model-and-synchronization-primitive-part-1-memory-barrier-9585e50b4735
[11] https://android.googlesource.com/kernel/msm/+/android-msm-marlin-3.18-nougat-dr1/Documentation/memory-barriers.txt
[12] https://hackmd.io/@VIRqdo35SvekIiH4p76B7g/Hy9JyrBw?type=view
[13] https://developer.arm.com/documentation/den0024/a/Memory-Ordering/Barriers/Use-of-barriers-in-C-code