编译乱序(Compiler Reordering)

作者：smcdef 发布于：2019-1-23 22:59 分类：内核同步机制

编译乱序(Compiler Reordering)

编译器（compiler）的工作就是优化我们的代码以提高性能。这包括在不改变程序行为的情况下重新排列指令。因为compiler不知道什么样的代码需要线程安全（thread-safe），所以compiler假设我们的代码都是单线程执行（single-threaded），并且进行指令重排优化并保证是单线程安全的。因此，当你不需要compiler重新排序指令的时候，你需要显式告诉compiler，我不需要重排。否则，它可不会听你的。本篇文章中，我们一起探究compiler关于指令重排的优化规则。

注：测试使用aarch64-linux-gnu-gcc版本：7.3.0

编译器指令重排(Compiler Instruction Reordering)

compiler的主要工作就是将对人们可读的源码转化成机器语言，机器语言就是对CPU可读的代码。因此，compiler可以在背后做些不为人知的事情。我们考虑下面的C语言代码：

int a, b;

void foo(void)
{
	a = b + 1;
	b = 0;
} 

使用aarch64-linux-gnu-gcc在不优化代码的情况下编译上述代码，使用objdump工具查看foo()反汇编结果：

 
<foo>:
	...
	ldr	w0, [x0]	// load b to w0
	add	w1, w0, #0x1
	...
	str	w1, [x0]	// a = b + 1
	...
	str	wzr, [x0]	// b = 0

我们应该知道Linux默认编译优化选项是-O2，因此我们采用-O2优化选项编译上述代码，并反汇编得到如下汇编结果：

<foo>:
	...
	ldr	w2, [x0]	// load b to w2
	str	wzr, [x0]	// b = 0
	add	w0, w2, #0x1
	str	w0, [x1]	// a = b + 1
	... 

比较优化和不优化的结果，我们可以发现。在不优化的情况下，a 和 b 的写入内存顺序符合代码顺序（program order）。但是-O2优化后，a 和 b 的写入顺序和program order是相反的。-O2优化后的代码转换成C语言可以看作如下形式：

 
int a, b;

void foo(void)
{
	register int reg = b;

	b = 0;
	a = reg + 1;
}

这就是compiler reordering（编译器重排）。为什么可以这么做呢？对于单线程来说，a 和 b 的写入顺序，compiler认为没有任何问题。并且最终的结果也是正确的（a == 1 && b == 0）。

这种compiler reordering在大部分情况下是没有问题的。但是在某些情况下可能会引入问题。例如我们使用一个全局变量flag标记共享数据data是否就绪。由于compiler reordering，可能会引入问题。考虑下面的代码（无锁编程）：

int flag, data;

void write_data(int value)
{
    data = value;
    flag = 1;
} 

如果compiler产生的汇编代码是flag比data先写入内存。那么，即使是单核系统上，我们也会有问题。在flag置1之后，data写45之前，系统发生抢占。另一个进程发现flag已经置1，认为data的数据已经准别就绪。但是实际上读取data的值并不是45。为什么compiler还会这么操作呢？因为，compiler是不知道data和flag之间有严格的依赖关系。这种逻辑关系是我们人为强加的。我们如何避免这种优化呢？

显式编译器屏障(Explicit Compiler Barriers)

为了解决上述变量之间存在依赖关系导致compiler错误优化。compiler为我们提供了编译器屏障（compiler barriers），可用来告诉compiler不要reorder。我们继续使用上面的foo()函数作为演示实验，在代码之间插入compiler barriers。

 
#define barrier() __asm__ __volatile__("": : :"memory")

int a, b;

void foo(void)
{
	a = b + 1;
	barrier();
	b = 0;
}

barrier()就是compiler提供的屏障，作用是告诉compiler内存中的值已经改变，之前对内存的缓存（缓存到寄存器）都需要抛弃，barrier()之后的内存操作需要重新从内存load，而不能使用之前寄存器缓存的值。并且可以防止compiler优化barrier()前后的内存访问顺序。barrier()就像是代码中的一道不可逾越的屏障，barrier前的 load/store 操作不能跑到barrier后面；同样，barrier后面的 load/store 操作不能在barrier之前。依然使用-O2优化选项编译上述代码，反汇编得到如下结果：

 
<foo>:
	...
	ldr	w2, [x0]	// load b to w2
	add	w2, w2, #0x1
	str	w2, [x1]	// a = a + 1
	str	wzr, [x0]	// b = 0
	...

我们可以看到插入compiler barriers之后，a 和 b 的写入顺序和program order一致。因此，当我们的代码中需要严格的内存顺序，就需要考虑compiler barriers。

隐式编译器屏障(Implied Compiler Barriers)

除了显示的插入compiler barriers之外，还有别的方法阻止compiler reordering。例如CPU barriers 指令，同样会阻止compiler reordering。后续我们再考虑CPU barriers。

除此以外，当某个函数内部包含compiler barriers时，该函数也会充当compiler barriers的作用。即使这个函数被inline，也是这样。例如上面插入barrier()的foo()函数，当其他函数调用foo()时，foo()就相当于compiler barriers。考虑下面的代码：

int a, b, c;

void fun(void)
{
	c = 2;
	barrier();
}

void foo(void)
{
	a = b + 1;
	fun();		/* fun() call act as compiler barriers */
	b = 0;
} 

fun()函数包含barrier()，因此foo()函数中fun()调用也表现出compiler barriers的作用。同样可以保证 a 和 b 的写入顺序。如果fun()函数不包含barrier()，结果又会怎么样呢？实际上，大多数的函数调用都表现出compiler barriers的作用。但是，这不包含inline的函数。因此，fun()如果被inline进foo()，那么fun()就不会具有compiler barriers的作用。如果被调用的函数是一个外部函数，其副作用会比compiler barriers还要强。因为compiler不知道函数的副作用是什么。它必须忘记它对内存所作的任何假设，即使这些假设对该函数可能是可见的。我么看一下下面的代码片段，printf()一定是一个外部的函数。

int a, b;

void foo(void)
{
	a = 5;
	printf("smcdef");
	b = a;
} 

同样使用-O2优化选项编译代码，objdump反汇编得到如下结果。

 
<foo>:
	...
	mov	w2, #0x5			// #5
	str	w2, [x19]			// a = 5
	bl	640 <__printf_chk@plt>		// printf()
	ldr	w1, [x19]			// reload a to w1
	...
	str	w1, [x0]			// b = a

compiler不能假设printf()不会使用或者修改 a 变量。因此在调用printf()之前会将 a 写5，以保证printf()可能会用到新值。在printf()调用之后，重新从内存中load a 的值，然后赋值给变量 b。重新load a 的原因是compiler也不知道printf()会不会修改 a 的值。

因此，我们可以看到即使存在compiler reordering，但是还是有很多限制。当我们需要考虑compiler barriers时，一定要显示的插入barrier()，而不是依靠函数调用附加的隐式compiler barriers。因为，谁也无法保证调用的函数不会被compiler优化成inline方式。

barrier()除了防止编译乱序，还没能做什么

barriers()作用除了防止compiler reordering之外，还有什么妙用吗？我们考虑下面的代码片段。

 
int run = 1;

void foo(void)
{
	while (run)
		;
}

run是个全局变量，foo()在一个进程中执行，一直循环。我们期望的结果时foo()一直等到其他进程修改run的值为0才推出循环。实际compiler编译的代码和我们会达到我们预期的结果吗？我们看一下汇编代码。

 
0000000000000748 <foo>:
 748:	90000080 	adrp	x0, 10000
 74c:	f947e800 	ldr	x0, [x0, #4048]
 750:	b9400000 	ldr	w0, [x0]				// load run to w0
 754:	d503201f 	nop
 758:	35000000 	cbnz	w0, 758 <foo+0x10>	// if (w0) while (1);
 75c:	d65f03c0 	ret

汇编代码可以转换成如下的C语言形式。

 
int run = 1;

void foo(void)
{
	register int reg = run;

	if (reg)
		while (1)
			;
}

compiler首先将run加载到一个寄存器reg中，然后判断reg是否满足循环条件，如果满足就一直循环。但是循环过程中，寄存器reg的值并没有变化。因此，即使其他进程修改run的值为0，也不能使foo()退出循环。很明显，这不是我们想要的结果。我们继续看一下加入barrier()后的结果。

 
0000000000000748 <foo>:
 748:	90000080 	adrp	x0, 10000
 74c:	f947e800 	ldr	x0, [x0, #4048]
 750:	b9400001 	ldr	w1, [x0]				// load run to w0
 754:	34000061 	cbz	w1, 760 <foo+0x18>
 758:	b9400001 	ldr	w1, [x0]				// load run to w0
 75c:	35ffffe1 	cbnz	w1, 758 <foo+0x10>	// if (w0) goto 758
 760:	d65f03c0 	ret

我们可以看到加入barrier()后的结果真是我们想要的。每一次循环都会从内存中重新load run的值。因此，当有其他进程修改run的值为0的时候，foo()可以正常退出循环。为什么加入barrier()后的汇编代码就是正确的呢？因为barrier()作用是告诉compiler内存中的值已经变化，后面的操作都需要重新从内存load，而不能使用寄存器缓存的值。因此，这里的run变量会从内存重新load，然后判断循环条件。这样，其他进程修改run变量，foo()就可以看得见了。

在Linux kernel中，提供了cpu_relax()函数，该函数在ARM64平台定义如下：

static inline void cpu_relax(void)
{
	asm volatile("yield" ::: "memory");
} 

我们可以看出，cpu_relax()是在barrier()的基础上又插入一条汇编指令yield。在kernel中，我们经常会看到一些类似上面举例的while循环，循环条件是个全局变量。为了避免上述所说问题，我们就会在循环中插入cpu_relax()调用。

int run = 1;

void foo(void)
{
	while (run)
		cpu_relax();
}

当然也可以使用Linux 提供的READ_ONCE()。例如，下面的修改也同样可以达到我们预期的效果。

 
int run = 1;

void foo(void)
{
	while (READ_ONCE(run))	/* similar to while (*(volatile int *)&run) */
		;
}

当然你也可以修改run的定义为volatile int run，就会得到如下代码。同样可以达到预期目的。

volatile int run = 1;

void foo(void)
{
	while (run)
		;
}

关于volatile更多使用建议可以参考这里。

标签: barrier

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