無(wú)鎖編程是一種并發(fā)編程的技術(shù)，旨在避免使用傳統(tǒng)的鎖機(jī)制來(lái)保護(hù)共享數(shù)據(jù)。相比有鎖編程，無(wú)鎖編程可以提供更高的并發(fā)性能和可伸縮性。在無(wú)鎖編程中，線程或進(jìn)程通過(guò)使用原子操作、CAS（Compare-and-Swap）等技術(shù)來(lái)實(shí)現(xiàn)對(duì)共享數(shù)據(jù)的訪問(wèn)和修改，而不需要依賴(lài)互斥鎖。

無(wú)鎖編程常用于高并發(fā)場(chǎng)景，如網(wǎng)絡(luò)服務(wù)器、多線程應(yīng)用程序等。它可以減少線程之間的競(jìng)爭(zhēng)和阻塞，并且能夠充分利用多核處理器的計(jì)算能力。然而，由于無(wú)鎖編程對(duì)開(kāi)發(fā)者要求較高，在設(shè)計(jì)和實(shí)現(xiàn)上也更加復(fù)雜，需要考慮線程安全性、內(nèi)存模型等因素。

一、無(wú)鎖編程概述

1.1什么是無(wú)鎖編程

無(wú)鎖編程，即不使用鎖的情況下實(shí)現(xiàn)多線程之間的變量同步，也就是在沒(méi)有線程被阻塞的情況下實(shí)現(xiàn)變量的同步，所以也叫非阻塞同步（Non-blocking Synchronization），實(shí)現(xiàn)非阻塞同步的方案稱(chēng)為“無(wú)鎖編程算法”。

為什么要非阻塞同步，使用lock實(shí)現(xiàn)線程同步有非常多缺點(diǎn)：

• 產(chǎn)生競(jìng)爭(zhēng)時(shí)，線程被阻塞等待，無(wú)法做到線程實(shí)時(shí)響應(yīng)
• dead lock
• live lock
• 優(yōu)先級(jí)反轉(zhuǎn)
• 使用不當(dāng)，造成性能下降

假設(shè)在不使用 lock 的情況下，實(shí)現(xiàn)變量同步，那就會(huì)避免非常多問(wèn)題。盡管眼下來(lái)看，無(wú)鎖編程并不能替代 lock。

實(shí)現(xiàn)級(jí)別

非同步阻塞的實(shí)現(xiàn)分為三個(gè)級(jí)別：wait-free/lock-free/obstruction-free

(1)wait-free

• 最理想的模式，整個(gè)操作保證每一個(gè)線程在有限步驟下完畢
• 保證系統(tǒng)級(jí)吞吐（system-wide throughput）以及無(wú)線程饑餓
• 截止2011年，沒(méi)有多少詳細(xì)的實(shí)現(xiàn)。即使實(shí)現(xiàn)了，也須要依賴(lài)于詳細(xì)CPU

(2)lock-free

• 同意個(gè)別線程饑餓，但保證系統(tǒng)級(jí)吞吐。
• 確保至少有一個(gè)線程可以繼續(xù)運(yùn)行。
• wait-free的算法必然也是lock-free的。

(3)obstruction-free

在不論什么時(shí)間點(diǎn)，一個(gè)線程被隔離為一個(gè)事務(wù)進(jìn)行運(yùn)行（其它線程suspended），而且在有限步驟內(nèi)完畢。在運(yùn)行過(guò)程中，一旦發(fā)現(xiàn)數(shù)據(jù)被改動(dòng)（採(cǎi)用時(shí)間戳、版本），則回滾，也叫做樂(lè)觀鎖，即樂(lè)觀并發(fā)控制(OOC)。

事務(wù)的過(guò)程是：

• 讀取，并寫(xiě)時(shí)間戳
• 準(zhǔn)備寫(xiě)入，版本號(hào)校驗(yàn)
• 檢驗(yàn)通過(guò)則寫(xiě)入，檢驗(yàn)不通過(guò)，則回滾

lock-free必然是obstruction-free的。

1.2為什么要無(wú)鎖?

首先是性能考慮。通信項(xiàng)目一般對(duì)性能有極致的追求，這是我們使用無(wú)鎖的重要原因。當(dāng)然，無(wú)鎖算法如果實(shí)現(xiàn)的不好，性能可能還不如使用鎖，所以我們選擇比較擅長(zhǎng)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和算法進(jìn)行l(wèi)ock-free實(shí)現(xiàn)，比如Queue，對(duì)于比較復(fù)雜的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和算法我們通過(guò)lock來(lái)控制，比如Map（雖然我們實(shí)現(xiàn)了無(wú)鎖Hash，但是大小是限定的，而Map是大小不限定的），對(duì)于性能數(shù)據(jù)，后續(xù)文章會(huì)給出無(wú)鎖和有鎖的對(duì)比。

次要是避免鎖的使用引起的錯(cuò)誤和問(wèn)題：

• 死鎖(dead lock)：兩個(gè)以上線程互相等待
• 鎖護(hù)送(lock convoy)：多個(gè)同優(yōu)先級(jí)的線程反復(fù)競(jìng)爭(zhēng)同一個(gè)鎖，搶占鎖失敗后強(qiáng)制上下文切換，引起性能下降
• 優(yōu)先級(jí)反轉(zhuǎn)(priority inversion)：低優(yōu)先級(jí)線程擁有鎖時(shí)被中優(yōu)先級(jí)的線程搶占，而高優(yōu)先級(jí)的線程因?yàn)樯暾?qǐng)不到鎖被阻塞。

1.3如何無(wú)鎖?

在現(xiàn)代的 CPU 處理器上，很多操作已經(jīng)被設(shè)計(jì)為原子的，比如對(duì)齊讀（Aligned Read）和對(duì)齊寫(xiě)（Aligned Write）等。Read-Modify-Write（RMW）操作的設(shè)計(jì)讓執(zhí)行更復(fù)雜的事務(wù)操作變成了原子操作，當(dāng)有多個(gè)寫(xiě)入者想對(duì)相同的內(nèi)存進(jìn)行修改時(shí)，保證一次只執(zhí)行一個(gè)操作。

RMW 操作在不同的 CPU 家族中是通過(guò)不同的方式來(lái)支持的：

• x86/64 和 Itanium 架構(gòu)通過(guò) Compare-And-Swap (CAS) 方式來(lái)實(shí)現(xiàn)
• PowerPC、MIPS 和 ARM 架構(gòu)通過(guò) Load-Link/Store-Conditional (LL/SC) 方式來(lái)實(shí)現(xiàn)

在x64下進(jìn)行實(shí)踐的，用的是CAS操作，CAS操作是lock-free技術(shù)的基礎(chǔ)，我們可以用下面的代碼來(lái)描述：

template <class T>
bool CAS(T* addr, T expected, T value)
{
  if (*addr == expected)
  {
     *addr = value;
     return true;
  }
  return false;
}

在GCC中，CAS操作如下所示：

bool __sync_bool_compare_and_swap (type *ptr, type oldval type newval, ...)
type __sync_val_compare_and_swap (type *ptr, type oldval type newval, ...)

這兩個(gè)函數(shù)提供原子的比較和交換，如果*ptr == oldval，就將newval寫(xiě)入*ptr，第一個(gè)函數(shù)在相等并寫(xiě)入的情況下返回true，第二個(gè)函數(shù)的內(nèi)置行為和第一個(gè)函數(shù)相同，只是它返回操作之前的值。

后面的可擴(kuò)展參數(shù)(...)用來(lái)指出哪些變量需要memory barrier，因?yàn)槟壳癵cc實(shí)現(xiàn)的是full barrier，所以可以略掉這個(gè)參數(shù),除過(guò)CAS操作，GCC還提供了其他一些原子操作，可以在無(wú)鎖算法中靈活使用：

type __sync_fetch_and_add (type *ptr, type value, ...)
type __sync_fetch_and_sub (type *ptr, type value, ...)
type __sync_fetch_and_or (type *ptr, type value, ...)
type __sync_fetch_and_and (type *ptr, type value, ...)
type __sync_fetch_and_xor (type *ptr, type value, ...)
type __sync_fetch_and_nand (type *ptr, type value, ...)

type __sync_add_and_fetch (type *ptr, type value, ...)
type __sync_sub_and_fetch (type *ptr, type value, ...)
type __sync_or_and_fetch (type *ptr, type value, ...)
type __sync_and_and_fetch (type *ptr, type value, ...)
type __sync_xor_and_fetch (type *ptr, type value, ...)
type __sync_nand_and_fetch (type *ptr, type value, ...)

_sync_*系列的built-in函數(shù)，用于提供加減和邏輯運(yùn)算的原子操作。這兩組函數(shù)的區(qū)別在于第一組返回更新前的值，第二組返回更新后的值。

無(wú)鎖算法感觸最深的是復(fù)雜度的分解，比如多線程對(duì)于一個(gè)雙向鏈表的插入或刪除操作，如何能一步一步分解成一個(gè)一個(gè)串聯(lián)的原子操作，并能保證事務(wù)內(nèi)存的一致性。

1.4從傳統(tǒng)到無(wú)鎖：編程范式的轉(zhuǎn)變

在并發(fā)編程的世界中，傳統(tǒng)的鎖編程曾是保障數(shù)據(jù)一致性和線程安全的中流砥柱 。就像在一場(chǎng)熱鬧的集市中，每個(gè)攤位是一個(gè)共享資源，而鎖就是攤位的鑰匙，線程則是想要使用攤位的商人。當(dāng)一個(gè)商人拿到鑰匙（獲取鎖）后，就能在攤位上自由交易（訪問(wèn)和修改資源），其他商人只能在一旁等待，直到鑰匙被歸還（鎖被釋放）。

這種方式雖然有效，但在多線程高并發(fā)的場(chǎng)景下，卻逐漸暴露出諸多局限性。

線程阻塞是最直觀的問(wèn)題。當(dāng)一個(gè)線程持有鎖時(shí)，其他試圖獲取同一鎖的線程就會(huì)被阻塞，進(jìn)入等待狀態(tài)。這就好比多個(gè)商人都想使用同一個(gè)攤位，但只有一個(gè)人能拿到鑰匙，其他人只能干等著，白白浪費(fèi)時(shí)間。在高并發(fā)系統(tǒng)中，大量線程的阻塞會(huì)導(dǎo)致上下文切換頻繁，極大地消耗系統(tǒng)資源，降低了程序的執(zhí)行效率 。

死鎖隱患更是讓人頭疼。想象一下，兩個(gè)商人 A 和 B，A 拿著攤位 1 的鑰匙，卻想要使用攤位 2；B 拿著攤位 2 的鑰匙，卻想要使用攤位 1。雙方都不愿意放棄自己手中的鑰匙，又都在等待對(duì)方釋放鑰匙，結(jié)果就陷入了僵局，誰(shuí)也無(wú)法繼續(xù)。在編程中，死鎖一旦發(fā)生，程序就會(huì)陷入停滯，無(wú)法正常運(yùn)行，嚴(yán)重影響系統(tǒng)的穩(wěn)定性 。

傳統(tǒng)鎖編程還會(huì)帶來(lái)較大的資源開(kāi)銷(xiāo)。鎖的獲取、釋放以及維護(hù)鎖的狀態(tài)都需要消耗系統(tǒng)資源。隨著線程數(shù)量的增加，這種開(kāi)銷(xiāo)會(huì)愈發(fā)明顯，成為系統(tǒng)性能提升的瓶頸 。

為了解決這些問(wèn)題，無(wú)鎖編程應(yīng)運(yùn)而生，開(kāi)啟了并發(fā)編程的新篇章。它就像是一場(chǎng)創(chuàng)新的集市改革，不再依賴(lài)鑰匙（鎖）來(lái)分配攤位，而是通過(guò)一種更巧妙的方式，讓商人們能夠更高效地使用攤位資源。無(wú)鎖編程摒棄了傳統(tǒng)的鎖機(jī)制，采用原子操作、CAS（Compare-And-Swap）算法等技術(shù)，實(shí)現(xiàn)了多線程對(duì)共享資源的無(wú)阻塞訪問(wèn)，讓線程在訪問(wèn)共享資源時(shí)無(wú)需等待鎖的釋放，大大提高了并發(fā)性能 。

二、無(wú)鎖編程的底層原理剖析

無(wú)鎖編程具體使用和考慮到的技術(shù)方法包括：原子操作（atomic operations）, 內(nèi)存柵欄（memory barriers）, 內(nèi)存順序沖突（memory order）， 指令序列一致性（sequential consistency）和順ABA現(xiàn)象等等。

在這其中最基礎(chǔ)最重要的是操作的原子性或說(shuō)原子操作。原子操作可以理解為在執(zhí)行完畢之前不會(huì)被任何其它任務(wù)或事件中斷的一系列操作。原子操作是非阻塞編程最核心基本的部分，沒(méi)有原子操作的話，操作會(huì)因?yàn)橹袛喈惓５雀鞣N原因引起數(shù)據(jù)狀態(tài)的不一致從而影響到程序的正確。

2.1原子操作：無(wú)鎖的基石

原子操作是無(wú)鎖編程的基石，它確保了指令執(zhí)行的不可分割性 。就像在建造高樓時(shí)，每一塊基石都必須堅(jiān)實(shí)穩(wěn)固，原子操作對(duì)于無(wú)鎖編程也是如此，是構(gòu)建整個(gè)體系的基礎(chǔ)。在現(xiàn)代處理器中，簡(jiǎn)單類(lèi)型的對(duì)齊讀寫(xiě)操作通常是原子的，這意味著這些操作要么完全執(zhí)行，要么完全不執(zhí)行，不會(huì)出現(xiàn)部分執(zhí)行的情況 。比如對(duì)一個(gè)int類(lèi)型變量的賦值操作int a = 10;，在多線程環(huán)境下，這個(gè)賦值操作要么成功完成，將10賦值給a，要么就沒(méi)有執(zhí)行，不會(huì)出現(xiàn)只賦了一半值的情況。

而 Read-Modify-Write 操作則更進(jìn)一步，允許進(jìn)行更復(fù)雜的原子事務(wù)性操作 。以經(jīng)典的i++操作為例，它實(shí)際上包含了讀取i的值、對(duì)值進(jìn)行加 1 修改、再將修改后的值寫(xiě)回這三個(gè)步驟。在傳統(tǒng)的非原子操作中，這三個(gè)步驟可能會(huì)被線程調(diào)度打斷，導(dǎo)致數(shù)據(jù)不一致 。但在無(wú)鎖編程中，通過(guò)原子的 Read-Modify-Write 操作，這三個(gè)步驟被視為一個(gè)整體，不可分割，從而保證了操作的原子性和數(shù)據(jù)的一致性 。

假設(shè)線程 A 和線程 B 都要對(duì)共享變量i執(zhí)行i++操作，如果沒(méi)有原子操作的保證，可能會(huì)出現(xiàn)線程 A 讀取i的值后，還沒(méi)來(lái)得及寫(xiě)回，線程 B 就讀取了相同的值，最終導(dǎo)致i只增加了 1，而不是 2。但有了原子操作，就能確保兩個(gè)線程的i++操作都能正確執(zhí)行，i最終會(huì)增加 2 。

2.2CAS 算法：核心機(jī)制解析

CAS（Compare-And-Swap）算法是無(wú)鎖編程的核心機(jī)制，它如同無(wú)鎖編程的 “大腦”，指揮著各個(gè)線程有序地訪問(wèn)共享資源 。CAS 算法包含三個(gè)參數(shù)：V（要更新的變量）、E（預(yù)期值）、N（新值） 。其工作原理是：當(dāng)且僅當(dāng)變量 V 的值等于預(yù)期值 E 時(shí)，才會(huì)將變量 V 的值更新為新值 N；如果 V 的值和 E 的值不同，那就說(shuō)明已經(jīng)有其他線程對(duì) V 進(jìn)行了更新，當(dāng)前線程則什么都不做，最后 CAS 返回當(dāng)前 V 的真實(shí)值 。

在一個(gè)多線程的計(jì)數(shù)器場(chǎng)景中，假設(shè)有多個(gè)線程都要對(duì)計(jì)數(shù)器count進(jìn)行加 1 操作 。每個(gè)線程在執(zhí)行加 1 操作時(shí)，會(huì)先讀取count的當(dāng)前值作為預(yù)期值 E，然后計(jì)算新值 N（即 E + 1），接著使用 CAS 算法嘗試將count的值更新為 N 。如果此時(shí)count的值仍然等于預(yù)期值 E，說(shuō)明在讀取和嘗試更新的過(guò)程中沒(méi)有其他線程修改過(guò)count，那么更新操作就會(huì)成功；反之，如果count的值已經(jīng)被其他線程修改，不等于預(yù)期值 E，更新操作就會(huì)失敗，線程會(huì)重新讀取count的當(dāng)前值，再次嘗試 。通過(guò)這種不斷比較和交換的方式，CAS 算法實(shí)現(xiàn)了無(wú)鎖同步，避免了傳統(tǒng)鎖機(jī)制帶來(lái)的線程阻塞和性能開(kāi)銷(xiāo) 。

2.3內(nèi)存屏障與順序一致性

在多線程環(huán)境中，由于處理器的優(yōu)化和指令重排序等原因，可能會(huì)導(dǎo)致內(nèi)存操作的順序與程序代碼中編寫(xiě)的順序不一致，從而引發(fā)數(shù)據(jù)一致性問(wèn)題 。內(nèi)存屏障就像是一個(gè) “交通警察”，負(fù)責(zé)維護(hù)內(nèi)存操作的順序，確保不同線程對(duì)內(nèi)存操作的順序可見(jiàn)性 。內(nèi)存屏障通過(guò)阻止處理器對(duì)其前后的內(nèi)存操作進(jìn)行重排序，使得在內(nèi)存屏障之前的操作一定先于屏障之后的操作完成，從而維持了程序的順序一致性 。

在一個(gè)簡(jiǎn)單的多線程賦值和讀取場(chǎng)景中，線程 A 先對(duì)共享變量x進(jìn)行賦值操作x = 10;，然后對(duì)另一個(gè)共享變量y進(jìn)行賦值操作y = 20;；線程 B 則先讀取y的值，再讀取x的值 。如果沒(méi)有內(nèi)存屏障的保證，由于指令重排序，線程 A 的x = 10;和y = 20;操作可能會(huì)被重新排序，導(dǎo)致線程 B 讀取到的y的值是 20，但讀取到的x的值卻還是初始值 0，這就破壞了程序的順序一致性 。但通過(guò)在適當(dāng)?shù)奈恢貌迦雰?nèi)存屏障，就可以保證線程 A 的賦值操作按照代碼順序執(zhí)行，線程 B 讀取到的x和y的值也是符合預(yù)期的，從而確保了程序的正確性 。

三、無(wú)鎖隊(duì)列

無(wú)鎖隊(duì)列是lock-free中最基本的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，一般應(yīng)用場(chǎng)景是資源分配，比如TimerId的分配，WorkerId的分配，上電內(nèi)存初始?jí)K數(shù)的申請(qǐng)等等。對(duì)于多線程用戶(hù)來(lái)說(shuō)，無(wú)鎖隊(duì)列的入隊(duì)和出隊(duì)操作是線程安全的，不用再加鎖控制。

3.1無(wú)鎖隊(duì)列API

ErrCode initQueue(void** queue, U32 unitSize, U32 maxUnitNum);
ErrCode enQueue(void* queue, void* unit);
ErrCode deQueue(void* queue, void* unit);
U32 getQueueSize(void* queue);
BOOL isQueueEmpty(void* queue);

• initQueue初始化隊(duì)列：根據(jù)unitSize和maxUnitNum申請(qǐng)內(nèi)存，并對(duì)內(nèi)存進(jìn)行初始化。
• enQueue入隊(duì)：從隊(duì)尾增加元素
• dequeue出隊(duì)：從隊(duì)頭刪除元素
• getQueueSize獲取隊(duì)列大?。悍祷仃?duì)列中的元素?cái)?shù)
• isQueueEmpty隊(duì)列是否為空：true表示隊(duì)列為空，false表示隊(duì)列非空

API使用示例

我們以定時(shí)器Id的管理為例，了解一下無(wú)鎖隊(duì)列主要API的使用。

初始化：主線程調(diào)用

ErrCode ret = initQueue(&queue, sizeof(U32), MAX_TMCB_NUM);
if (ret != ERR_TIMER_SUCC)
{
   ERR_LOG("lock free init_queue error: %u\n", ret);
   return;
}

for (U32 timerId = 0; timerId < MAX_TMCB_NUM; timerId++)
{
    ret = enQueue(queue, &timerId);
    if (ret != ERR_TIMER_SUCC)
    {
        ERR_LOG("lock free enqueue error: %u\n", ret);
        return;
    }
}

timerId分配：多線程調(diào)用

U32 timerId;
ErrCode ret = deQueue(queue, &timerId);
if (ret != ERR_TIMER_SUCC)
{
    ERR_LOG("deQueue failed!");
    return INVALID_TIMER_ID;
}

timerId回收：多線程調(diào)用

ErrCode ret = enQueue(queue, &timerId);
if (ret != ERR_TIMER_SUCC)
{
    ERR_LOG("enQueue failed!");
}

3.2核心實(shí)現(xiàn)

顯然，隊(duì)列操作的核心實(shí)現(xiàn)為入隊(duì)和出隊(duì)操作。

(1)入隊(duì)

入隊(duì)的關(guān)鍵點(diǎn)有下面幾點(diǎn)：

• 通過(guò)寫(xiě)次數(shù)確保隊(duì)列元素?cái)?shù)小于最大元素?cái)?shù)
• 獲取next tail的位置
• 將新元素插入到隊(duì)尾
• 尾指針偏移
• 讀次數(shù)加1

①最大元素?cái)?shù)校驗(yàn)

#include <atomic>

template<typename T>
class LockFreeQueue {
private:
    struct Node {
        T data;
        Node* next;

        Node(const T& value) : data(value), next(nullptr) {}
    };

    std::atomic<Node*> head;
    std::atomic<Node*> tail;
    std::atomic<int> count;

public:
    LockFreeQueue() : head(nullptr), tail(nullptr), count(0) {}

    void push(const T& value) {
        Node* newNode = new Node(value);
        newNode->next = nullptr;

        Node* prevTail = tail.exchange(newNode, std::memory_order_acq_rel);
        if (prevTail != nullptr)
            prevTail->next = newNode;

        count.fetch_add(1, std::memory_order_release);
    }

    bool pop(T& value) {
        if (head == nullptr)
            return false;

        Node* oldHead = head.load(std::memory_order_acquire);
        Node* newHead = oldHead->next;

        if (newHead == nullptr)
            return false;

        value = newHead->data;

        head.store(newHead, std::memory_order_release);

        delete oldHead;

        count.fetch_sub(1, std::memory_order_release);

        return true;
    }

    int size() const {
        return count.load(std::memory_order_relaxed);
    }
};

在入隊(duì)操作開(kāi)始，就判斷寫(xiě)次數(shù)是否超過(guò)隊(duì)列元素的最大值，如果已超過(guò)，則反饋隊(duì)列已滿(mǎn)的錯(cuò)誤碼，否則通過(guò)CAS操作將寫(xiě)次數(shù)加1。如果CAS操作失敗，說(shuō)明有多個(gè)線程同時(shí)判斷了寫(xiě)次數(shù)都小于隊(duì)列最大元素?cái)?shù)，那么只有一個(gè)線程CAS操作成功，其他線程則需要重新做循環(huán)操作。

②獲取next tail的位置

do
{
    do
    {
        nextTail = queueHead->nextTail;
    } while (!__sync_bool_compare_and_swap(&queueHead->nextTail, nextTail, (nextTail + 1) % (queueHead->maxUnitNum + 1)));

    unitHead = UNIT_HEAD(queue, nextTail);
} while (unitHead->hasUsed);

當(dāng)前next tail的位置就是即將入隊(duì)的元素的目標(biāo)位置，并通過(guò)CAS操作更新隊(duì)列頭中nextTail的值。如果CAS操作失敗，則說(shuō)明其他線程也正在進(jìn)行入隊(duì)操作，并比本線程快，則需要進(jìn)行重新嘗試，從而更新next tail的值，確保該入隊(duì)元素的位置正確。

然而事情并沒(méi)有這么簡(jiǎn)單，由于多線程的搶占，導(dǎo)致隊(duì)列并不是按下標(biāo)大小依次鏈接起來(lái)的，所以要判斷一下next tail的位置是否正被占用。如果next tail的位置正被占用，則需要重新競(jìng)爭(zhēng)next tail，直到next tail的位置是空閑的。

③將新元素插入到隊(duì)尾

初始化新元素：

unitHead->next = LIST_END;
memcpy(UNIT_DATA(queue, nextTail), unit, queueHead->unitSize);

插入到隊(duì)尾：

do
{
    listTail = queueHead->listTail;
    oldListTail = listTail;
    unitHead = UNIT_HEAD(queue, listTail);

    if ((++tryTimes) >= 3)
    {
        while (unitHead->next != LIST_END)
        {
            listTail = unitHead->next;
            unitHead = UNIT_HEAD(queue, listTail);
        }
    }
} while (!__sync_bool_compare_and_swap(&unitHead->next, LIST_END, nextTail));

通過(guò)CAS操作判斷當(dāng)前指針是否到達(dá)隊(duì)尾，如果到達(dá)隊(duì)尾，則將新元素連接到隊(duì)尾元素之后(next)，否則進(jìn)行追趕。

在這里，我們做了優(yōu)化，當(dāng)CAS操作連續(xù)失敗3次后，那么就直接通過(guò)next的遞推找到隊(duì)尾，這樣比CAS操作的效率高很多。我們?cè)跍y(cè)試多線程的隊(duì)列操作時(shí)，出現(xiàn)過(guò)一個(gè)線程插入到tail為400多的時(shí)候，已有線程插入到tail為1000多的場(chǎng)景。

④尾指針偏移

do
{
    __sync_val_compare_and_swap(&queueHead->listTail, oldListTail, nextTail);
    oldListTail = queueHead->listTail;
    unitHead = UNIT_HEAD(queue, oldListTail);
    nextTail = unitHead->next;
} while (nextTail != LIST_END);

在多線程場(chǎng)景下，隊(duì)尾指針是動(dòng)態(tài)變化的，當(dāng)前尾可能不是新尾了，所以通過(guò)CAS操作更新隊(duì)尾。當(dāng)CAS操作失敗時(shí)，說(shuō)明隊(duì)尾已經(jīng)被其他線程更新，此時(shí)不能將nextTail賦值給隊(duì)尾。

⑤讀次數(shù)加1

__sync_fetch_and_add(&queueHead->readCount, 1);

寫(xiě)次數(shù)加1是為了保證隊(duì)列元素的數(shù)不能超過(guò)最大元素?cái)?shù)，而讀次數(shù)加1是為了確保不能從空隊(duì)列出隊(duì)。

(2)出隊(duì)

出隊(duì)的關(guān)鍵點(diǎn)有下面幾點(diǎn)：

• 通過(guò)讀次數(shù)確保不能從空隊(duì)列出隊(duì)
• 頭指針偏移
• dummy頭指針
• 寫(xiě)次數(shù)減1

①空隊(duì)列校驗(yàn)

do
{
    readCount = queueHead->readCount;
    if (readCount == 0) return ERR_QUEUE_HAS_EMPTY;
} while (!__sync_bool_compare_and_swap(&queueHead->readCount, readCount, readCount - 1));

讀次數(shù)為0，說(shuō)明隊(duì)列為空，否則通過(guò)CAS操作將讀次數(shù)減1。如果CAS操作失敗，說(shuō)明其他線程已更新讀次數(shù)成功，必須重試，直到成功。

②頭指針偏移

U32 readCount;
do
{
    listHead = queueHead->listHead;
    unitHead = UNIT_HEAD(queue, listHead);
} while (!__sync_bool_compare_and_swap(&queueHead->listHead, listHead, unitHead->next));

如果CAS操作失敗，說(shuō)明隊(duì)頭指針已經(jīng)在其他線程的操作下進(jìn)行了偏移，所以要重試，直到成功。

③dummy頭指針

我們可以看出，頭元素為head->next，這就是說(shuō)隊(duì)列的第一個(gè)元素都是基于head->next而不是head，這樣設(shè)計(jì)是有原因的。

考慮一個(gè)邊界條件：在隊(duì)列只有一個(gè)元素條件下，如果head和tail指針指向同一個(gè)結(jié)點(diǎn)，這樣入隊(duì)操作和出隊(duì)操作本身就需要互斥了。通過(guò)引入一個(gè)dummy頭指針來(lái)解決這個(gè)問(wèn)題，如下圖所示：

圖片

④寫(xiě)次數(shù)減1

__sync_fetch_and_sub(&queueHead->writeCount, 1);

出隊(duì)操作結(jié)束前，要將寫(xiě)次數(shù)減1，以便入隊(duì)操作能成功。

四、無(wú)鎖編程技術(shù)

事實(shí)證明，當(dāng)你試圖滿(mǎn)足無(wú)鎖編程的無(wú)阻塞條件時(shí)，會(huì)出現(xiàn)一系列技術(shù)：原子操作、內(nèi)存屏障、避免ABA問(wèn)題，等等。從這里開(kāi)始，事情很快變得棘手了。

4.1原子的 Read-Modify-Write 操作

所謂原子操作是指，通過(guò)一種看起來(lái)不可分割的方式來(lái)操作內(nèi)存：線程無(wú)法看到原子操作的中間過(guò)程。在現(xiàn)代的處理器上，有很多操作本身就是的原子的。例如，對(duì)簡(jiǎn)單類(lèi)型的對(duì)齊的讀和寫(xiě)通常就是原子的。

Read-Modify-Write（RMW）操作更進(jìn)一步，它允許你按照原子的方式，操作更復(fù)雜的事務(wù)。當(dāng)一個(gè)無(wú)鎖的算法必須支持多個(gè)寫(xiě)入者時(shí)，原子操作會(huì)尤其有用，因?yàn)槎鄠€(gè)線程試圖在同一個(gè)地址上進(jìn)行RMW時(shí)，它們會(huì)按“一次一個(gè)”的方式排隊(duì)執(zhí)行這些操作。我已經(jīng)在我的博客中涉及了RMW操作了，如實(shí)現(xiàn) 輕量級(jí)互斥量、遞歸互斥量 和 輕量級(jí)日志系統(tǒng)。

RMW 操作的例子包括：Win32上 的 _InterlockedIncrement，iOS 上的 OSAtomicAdd32 以及 C++11 中的 std::atomic<int>::fetch_add。需要注意的是，C++11 的原子標(biāo)準(zhǔn)不保證其在每個(gè)平臺(tái)上的實(shí)現(xiàn)都是無(wú)鎖的，因此最好要清楚你的平臺(tái)和工具鏈的能力。你可以調(diào)用 std::atomic<>::is_lock_free 來(lái)確認(rèn)一下。

不同的 CPU 系列支持 RMW 的方式也是不同的。例如，PowerPC 和 ARM 提供 load-link/store-conditional 指令，這實(shí)際上是允許你實(shí)現(xiàn)你自定義的底層 RMW 操作。常用的 RMW 操作就已經(jīng)足夠了。

如上面流程圖所述，即使在單處理器系統(tǒng)上，原子的 RMW 操作也是無(wú)鎖編程的必要部分。沒(méi)有原子性的話，一個(gè)線程的事務(wù)會(huì)被中途打斷，這可能會(huì)導(dǎo)致一個(gè)錯(cuò)誤的狀態(tài)。

4.2Compare-And-Swap 循環(huán)

或許，最常討論的 RMW 操作是 compare-and-swap (CAS)。在Win32上，CAS 是通過(guò)如 _InterlockedCompareExchange 等一系列指令來(lái)提供的。通常，程序員會(huì)在一個(gè)事務(wù)中使用 CAS 循環(huán)。這個(gè)模式通常包括：復(fù)制一個(gè)共享的變量至本地變量，做一些特定的工作（改動(dòng)），再試圖使用 CAS 發(fā)布這些改動(dòng)。

void LockFreeQueue::push(Node* newHead)
{
    for (;;)
    {
        // Copy a shared variable (m_Head) to a local.
        Node* oldHead = m_Head;

        // Do some speculative work, not yet visible to other threads.
        newHead->next = oldHead;

        // Next, attempt to publish our changes to the shared variable.
        // If the shared variable hasn't changed, the CAS succeeds and we return.
        // Otherwise, repeat.
        if (_InterlockedCompareExchange(&m_Head, newHead, oldHead) == oldHead)
            return;
    }
}

這樣的循環(huán)仍然有資格作為無(wú)鎖的，因?yàn)槿绻粋€(gè)線程檢測(cè)失敗，意味著有其它線程成功—盡管某些架構(gòu)提供一個(gè) 較弱的CAS變種 。無(wú)論何時(shí)實(shí)現(xiàn)一個(gè)CAS循環(huán)，都必須十分小心地避免 ABA 問(wèn)題。

4.3順序一致性

順序一致性（Sequential consistency）意味著，所有線程就內(nèi)存操作的順序達(dá)成一致。這個(gè)順序是和操作在程序源代碼中的順序是一致的。

一種實(shí)現(xiàn)順序一致性的簡(jiǎn)單（但顯然不切實(shí)際）的方法是禁用編譯器優(yōu)化，并強(qiáng)制所有線程在單個(gè)處理器上運(yùn)行。即使線程在任意時(shí)間被搶占和調(diào)度，處理器也永遠(yuǎn)不會(huì)看到自己的內(nèi)存影響。

某些編程語(yǔ)言甚至可以為在多處理器環(huán)境中運(yùn)行的優(yōu)化代碼提供順序一致性。在C ++ 11中，可以將所有共享變量聲明為具有默認(rèn)內(nèi)存排序約束的C ++ 11原子類(lèi)型。

std::atomic X(0), Y(0);
int r1, r2;

void thread1()
{
    X.store(1);
    r1 = Y.load();
}

void thread2()
{
    Y.store(1);
    r2 = X.load();
}

因?yàn)?C ++ 11 原子類(lèi)型保證順序一致性，所以結(jié)果 r1 = r2 = 0 是不可能的。為此，編譯器會(huì)在后臺(tái)輸出其他指令——通常是 內(nèi)存圍欄 和/或 RMW 操作。與程序員直接處理內(nèi)存排序的指令相比，那些額外的指令可能會(huì)使實(shí)現(xiàn)效率降低。

4.4內(nèi)存保序

正如前面流程圖所建議的那樣，任何時(shí)候做多核（或者任何對(duì)稱(chēng)多處理器）的無(wú)鎖編程，如果你的環(huán)境不能保證順序一致性，你都必須考慮如何來(lái)防止 內(nèi)存重新排序。

在當(dāng)今的架構(gòu)中，增強(qiáng)內(nèi)存保序性的工具通常分為三類(lèi)，它們既防止 編譯器重新排序 又防止 處理器重新排序：

• 一個(gè)輕型的同步或屏障指令
• 一個(gè)完全的內(nèi)存屏障指令
• 提供獲取或釋放語(yǔ)義的內(nèi)存操作

獲取語(yǔ)義可防止按照程序順序?qū)ζ溥M(jìn)行操作的內(nèi)存重新排序，而釋放語(yǔ)義則可防止對(duì)其進(jìn)行操作前的內(nèi)存重新排序。這些語(yǔ)義尤其適用于存在生產(chǎn)者/消費(fèi)者關(guān)系的情況，其中一個(gè)線程發(fā)布一些信息，而另一個(gè)線程讀取它。

不同的處理器有不同的內(nèi)存模型

在內(nèi)存重新排序方面，不同的CPU系列具有不同的習(xí)慣。每個(gè)CPU供應(yīng)商都記錄了這些規(guī)則，并嚴(yán)格遵循了硬件。例如，PowerPC 和 ARM 處理器可以相對(duì)于指令本身更改內(nèi)存存儲(chǔ)的順序，但是通常，英特爾和 AMD 的 x86 / 64 系列處理器不會(huì)。

有人傾向于將這些特定于平臺(tái)的細(xì)節(jié)抽象出來(lái)，尤其是C ++ 11為我們提供了編寫(xiě)可移植的無(wú)鎖代碼的標(biāo)準(zhǔn)方法。但是目前，我認(rèn)為大多數(shù)無(wú)鎖程序員至少對(duì)平臺(tái)差異有所了解。如果需要記住一個(gè)關(guān)鍵的區(qū)別，那就是在x86 / 64指令級(jí)別上，每次從內(nèi)存中加載都會(huì)獲取語(yǔ)義，并且每次存儲(chǔ)到內(nèi)存都將提供釋放語(yǔ)義–至少對(duì)于非SSE指令和非寫(xiě)組合內(nèi)存 。因此，過(guò)去通常會(huì)編寫(xiě)可在x86 / 64上運(yùn)行但 在其他處理器上無(wú)法運(yùn)行 的無(wú)鎖代碼。

如果你對(duì)硬件如何處理內(nèi)存重新排序的細(xì)節(jié)感興趣，我建議看看《Is Pararllel Programming Hard》的附錄C。無(wú)論如何，請(qǐng)記住，由于編譯器對(duì)指令的重新排序，也會(huì)發(fā)生內(nèi)存重新排序。

五、無(wú)鎖編程的優(yōu)勢(shì)與應(yīng)用場(chǎng)景

5.1性能飛躍：高并發(fā)下的卓越表現(xiàn)

在高并發(fā)場(chǎng)景中，無(wú)鎖編程的性能優(yōu)勢(shì)格外顯著。以一個(gè)簡(jiǎn)單的計(jì)數(shù)器為例，在傳統(tǒng)鎖編程中，每次對(duì)計(jì)數(shù)器的更新都需要獲取鎖，這會(huì)導(dǎo)致大量線程等待，造成上下文切換頻繁 。假設(shè)一個(gè)應(yīng)用中有 100 個(gè)線程同時(shí)對(duì)計(jì)數(shù)器進(jìn)行 10000 次加 1 操作，使用傳統(tǒng)的synchronized關(guān)鍵字實(shí)現(xiàn)的鎖編程，在高并發(fā)情況下，線程的阻塞和上下文切換會(huì)使得執(zhí)行時(shí)間明顯增加 。而采用無(wú)鎖編程，利用AtomicInteger類(lèi)提供的原子操作，線程無(wú)需等待鎖的釋放，能夠無(wú)阻塞地執(zhí)行加 1 操作 。

通過(guò)實(shí)際測(cè)試，在同樣的硬件環(huán)境和線程數(shù)量下，無(wú)鎖編程實(shí)現(xiàn)的計(jì)數(shù)器操作，其執(zhí)行時(shí)間相較于傳統(tǒng)鎖編程大幅縮短，系統(tǒng)吞吐量顯著提升 。這是因?yàn)闊o(wú)鎖編程減少了鎖競(jìng)爭(zhēng)帶來(lái)的開(kāi)銷(xiāo)，讓 CPU 能夠更專(zhuān)注于實(shí)際的業(yè)務(wù)計(jì)算，大大提高了 CPU 的利用率 。在一些對(duì)吞吐量要求極高的互聯(lián)網(wǎng)應(yīng)用中，如電商平臺(tái)的訂單計(jì)數(shù)、社交平臺(tái)的點(diǎn)贊計(jì)數(shù)等，無(wú)鎖編程能夠輕松應(yīng)對(duì)高并發(fā)的讀寫(xiě)操作，保證系統(tǒng)的高效運(yùn)行 。

5.2避免死鎖：穩(wěn)定性的保障

死鎖是傳統(tǒng)鎖編程中一個(gè)令人頭疼的問(wèn)題，它會(huì)導(dǎo)致程序陷入無(wú)限期的等待，無(wú)法繼續(xù)執(zhí)行 。在一個(gè)多線程的文件讀寫(xiě)系統(tǒng)中，線程 A 持有文件讀取鎖，試圖獲取文件寫(xiě)入鎖；而線程 B 持有文件寫(xiě)入鎖，試圖獲取文件讀取鎖，雙方都不釋放自己持有的鎖，就會(huì)陷入死鎖狀態(tài) 。而無(wú)鎖編程從根本上避免了死鎖的產(chǎn)生，因?yàn)樗灰蕾?lài)鎖機(jī)制來(lái)實(shí)現(xiàn)線程同步 。

無(wú)鎖編程使用原子操作和 CAS 算法，線程在訪問(wèn)共享資源時(shí)，無(wú)需等待鎖的獲取，而是通過(guò)不斷嘗試原子操作來(lái)更新資源 。這種方式使得線程之間不會(huì)因?yàn)榈却i而相互阻塞，從而杜絕了死鎖的發(fā)生 。在復(fù)雜的分布式系統(tǒng)中，無(wú)鎖編程的這一優(yōu)勢(shì)尤為重要，它能夠確保系統(tǒng)在高并發(fā)和復(fù)雜業(yè)務(wù)邏輯下的穩(wěn)定性，減少因死鎖導(dǎo)致的系統(tǒng)故障和數(shù)據(jù)不一致問(wèn)題 。

5.3應(yīng)用領(lǐng)域大掃描

無(wú)鎖編程在眾多領(lǐng)域都有著廣泛的應(yīng)用，其獨(dú)特的優(yōu)勢(shì)使其成為解決高并發(fā)和性能問(wèn)題的有力工具 。

在高性能計(jì)算領(lǐng)域，無(wú)鎖編程能夠充分發(fā)揮多核處理器的并行計(jì)算能力，提高計(jì)算效率 。在科學(xué)計(jì)算中，如氣象模擬、分子動(dòng)力學(xué)模擬等，需要處理大量的數(shù)據(jù)和復(fù)雜的計(jì)算任務(wù)，無(wú)鎖編程可以減少線程之間的同步開(kāi)銷(xiāo)，讓各個(gè)核心能夠高效地協(xié)同工作，加速計(jì)算過(guò)程 。

數(shù)據(jù)庫(kù)系統(tǒng)也常常運(yùn)用無(wú)鎖編程來(lái)提升并發(fā)性能 。在多線程并發(fā)訪問(wèn)數(shù)據(jù)庫(kù)時(shí)，傳統(tǒng)的鎖機(jī)制會(huì)導(dǎo)致大量線程阻塞，降低數(shù)據(jù)庫(kù)的讀寫(xiě)性能 。而無(wú)鎖編程通過(guò)原子操作和無(wú)鎖數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，實(shí)現(xiàn)了對(duì)數(shù)據(jù)庫(kù)資源的高效訪問(wèn)，提高了數(shù)據(jù)庫(kù)的并發(fā)處理能力，能夠更好地滿(mǎn)足高并發(fā)業(yè)務(wù)的需求 。

緩存系統(tǒng)同樣依賴(lài)無(wú)鎖編程來(lái)實(shí)現(xiàn)快速的數(shù)據(jù)讀寫(xiě) 。以Redis為例，它在處理大量并發(fā)請(qǐng)求時(shí)，采用了無(wú)鎖的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和原子操作，確保了數(shù)據(jù)的一致性和高效讀寫(xiě)，使得緩存系統(tǒng)能夠快速響應(yīng)請(qǐng)求，減輕后端數(shù)據(jù)庫(kù)的壓力 。

在消息傳遞和事件驅(qū)動(dòng)系統(tǒng)中，無(wú)鎖編程能夠避免線程阻塞，提高系統(tǒng)的響應(yīng)速度和可伸縮性 。在分布式消息隊(duì)列中，多個(gè)生產(chǎn)者和消費(fèi)者并發(fā)地進(jìn)行消息的發(fā)送和接收，無(wú)鎖編程保證了消息的高效傳遞和處理，使得系統(tǒng)能夠快速響應(yīng)各種事件，滿(mǎn)足實(shí)時(shí)性要求較高的應(yīng)用場(chǎng)景 。

六、無(wú)鎖編程實(shí)踐困境

6.1編程復(fù)雜度提升

無(wú)鎖編程雖然帶來(lái)了性能上的優(yōu)勢(shì)，但也極大地提升了編程的復(fù)雜度，對(duì)開(kāi)發(fā)者提出了更高的要求 。在無(wú)鎖編程中，開(kāi)發(fā)者需要深入理解底層硬件和操作系統(tǒng)的并發(fā)機(jī)制，這是因?yàn)闊o(wú)鎖編程依賴(lài)于原子操作、內(nèi)存屏障等底層技術(shù)來(lái)實(shí)現(xiàn)線程安全，而這些技術(shù)與硬件的特性密切相關(guān) 。不同的處理器架構(gòu)可能對(duì)原子操作的支持和實(shí)現(xiàn)方式有所不同，開(kāi)發(fā)者需要清楚地了解這些差異，才能正確地編寫(xiě)無(wú)鎖代碼 。

無(wú)鎖編程的代碼邏輯往往更加復(fù)雜。以實(shí)現(xiàn)一個(gè)無(wú)鎖隊(duì)列為例，在傳統(tǒng)的鎖編程中，使用鎖來(lái)保證隊(duì)列操作的線程安全，代碼邏輯相對(duì)簡(jiǎn)單，只需要在關(guān)鍵操作前后加鎖和解鎖即可 。但在無(wú)鎖編程中，需要使用 CAS 算法等技術(shù)來(lái)實(shí)現(xiàn)無(wú)鎖的入隊(duì)和出隊(duì)操作，這涉及到復(fù)雜的指針操作和狀態(tài)判斷 。每次入隊(duì)操作都需要通過(guò) CAS 算法嘗試將新節(jié)點(diǎn)插入到隊(duì)列尾部，如果插入失敗，還需要根據(jù)失敗的原因進(jìn)行相應(yīng)的處理，可能需要重新獲取隊(duì)列的狀態(tài)并再次嘗試插入 。這種復(fù)雜的邏輯使得代碼的編寫(xiě)和維護(hù)難度大幅增加，容易出現(xiàn)邏輯錯(cuò)誤，對(duì)開(kāi)發(fā)者的編程能力和經(jīng)驗(yàn)是一個(gè)巨大的挑戰(zhàn) 。

6.2ABA 問(wèn)題及解決方案

ABA 問(wèn)題是無(wú)鎖編程中一個(gè)較為棘手的問(wèn)題，它可能導(dǎo)致程序出現(xiàn)意想不到的錯(cuò)誤 。假設(shè)一個(gè)共享變量的初始值為 A，線程 1 讀取到這個(gè)值 A 后，由于某些原因被阻塞 。在這期間，線程 2 將變量的值從 A 改為 B，然后又改回 A 。當(dāng)線程 1 恢復(fù)執(zhí)行時(shí)，它通過(guò) CAS 操作檢查變量的值，發(fā)現(xiàn)仍然是 A，就會(huì)認(rèn)為變量沒(méi)有被修改過(guò)，從而繼續(xù)執(zhí)行后續(xù)的操作 。但實(shí)際上，變量已經(jīng)經(jīng)歷了兩次變化，這可能會(huì)導(dǎo)致程序的邏輯出現(xiàn)錯(cuò)誤 。

在一個(gè)無(wú)鎖的鏈表結(jié)構(gòu)中，當(dāng)進(jìn)行節(jié)點(diǎn)刪除操作時(shí)就可能出現(xiàn) ABA 問(wèn)題 。假設(shè)鏈表的初始狀態(tài)是 A -> B -> C，線程 1 想要?jiǎng)h除節(jié)點(diǎn) A，它讀取到節(jié)點(diǎn) A 的指針，準(zhǔn)備進(jìn)行刪除操作 。但此時(shí)線程 2 介入，先刪除了節(jié)點(diǎn) A，然后又重新插入了一個(gè)值為 A 的新節(jié)點(diǎn)，鏈表變?yōu)?A -> B -> C（這里的新 A 節(jié)點(diǎn)和原來(lái)的 A 節(jié)點(diǎn)不是同一個(gè)對(duì)象） 。線程 1 繼續(xù)執(zhí)行刪除操作時(shí)，由于 CAS 操作檢查到節(jié)點(diǎn) A 的指針沒(méi)有變化，就會(huì)誤以為刪除操作可以正常進(jìn)行，但實(shí)際上它刪除的是新插入的節(jié)點(diǎn) A，這就破壞了鏈表的結(jié)構(gòu)，導(dǎo)致數(shù)據(jù)不一致 。

為了解決 ABA 問(wèn)題，通常采用帶有版本號(hào)的 CAS 操作 。以 Java 中的AtomicStampedReference類(lèi)為例，它在進(jìn)行 CAS 操作時(shí)，不僅會(huì)比較引用值，還會(huì)比較一個(gè)時(shí)間戳（版本號(hào)） 。每次變量發(fā)生變化時(shí)，時(shí)間戳也會(huì)相應(yīng)地增加 。在上述鏈表刪除節(jié)點(diǎn)的例子中，使用AtomicStampedReference來(lái)管理鏈表節(jié)點(diǎn)的引用，當(dāng)線程 1 讀取節(jié)點(diǎn) A 的引用和時(shí)間戳后，線程 2 進(jìn)行刪除和重新插入操作時(shí)，時(shí)間戳?xí)黾?。線程 1 執(zhí)行刪除操作時(shí)，通過(guò) CAS 操作比較引用和時(shí)間戳，發(fā)現(xiàn)時(shí)間戳已經(jīng)改變，就知道變量已經(jīng)被修改過(guò)，從而避免了錯(cuò)誤的刪除操作 。除了版本號(hào)，還可以使用原子標(biāo)記引用（如AtomicMarkableReference），它通過(guò)一個(gè)標(biāo)記位來(lái)記錄變量是否被修改過(guò)，也能有效地解決 ABA 問(wèn)題 。

ABA問(wèn)題可以俗稱(chēng)為“調(diào)包問(wèn)題”，我們先看一個(gè)生活化的例子：

你拿著一個(gè)裝滿(mǎn)錢(qián)的手提箱在飛機(jī)場(chǎng)，此時(shí)過(guò)來(lái)了一個(gè)火辣性感的美女，然后她很暖昧地挑逗著你，并趁你不注意的時(shí)候，把用一個(gè)一模一樣的手提箱和你那裝滿(mǎn)錢(qián)的箱子調(diào)了個(gè)包，然后就離開(kāi)了，你看到你的手提箱還在那，于是就提著手提箱去趕飛機(jī)了。

我們?cè)倏匆粋€(gè)CAS化的例子：

若線程對(duì)同一內(nèi)存地址進(jìn)行了兩次讀操作，而兩次讀操作得到了相同的值，通過(guò) "值相同" 來(lái)判定 "值沒(méi)變"是不可靠的。因?yàn)樵谶@兩次讀操作的時(shí)間間隔之內(nèi)，另外的線程可能已經(jīng)多次修改了該值，這樣就相當(dāng)于欺騙了前面的線程，使其認(rèn)為 "值沒(méi)變"，實(shí)際上值已經(jīng)被篡改過(guò)了。

下面是 ABA 問(wèn)題發(fā)生的過(guò)程：

• T1 線程從共享的內(nèi)存地址讀取值 A；
• T1 線程被搶占，線程 T2 開(kāi)始運(yùn)行；
• T2 線程將共享的內(nèi)存地址中的值由 A 改成 B，然后又改成 A；
• T1 線程繼續(xù)執(zhí)行，讀取共享的內(nèi)存地址中的值 A，認(rèn)為沒(méi)有改變，然后繼續(xù)執(zhí)行

由于 T1 并不知道兩次讀取的值 A 已經(jīng)被 "隱性" 的修改過(guò)，所以可能產(chǎn)生無(wú)法預(yù)期的結(jié)果；當(dāng) CAS操作循環(huán)執(zhí)行時(shí)，存在多個(gè)線程交錯(cuò)地對(duì)共享的內(nèi)存地址進(jìn)行處理，如果實(shí)現(xiàn)的不正確，將有可能遇到 ABA 問(wèn)題。

6.3調(diào)試?yán)щy與策略

無(wú)鎖編程的調(diào)試難度遠(yuǎn)遠(yuǎn)大于傳統(tǒng)的鎖編程，這是無(wú)鎖編程在實(shí)踐中面臨的又一挑戰(zhàn) 。由于無(wú)鎖編程依賴(lài)于多線程并發(fā)執(zhí)行，線程之間的執(zhí)行順序和時(shí)間片分配是不確定的，這使得問(wèn)題難以復(fù)現(xiàn) 。一個(gè)在測(cè)試環(huán)境中偶爾出現(xiàn)的問(wèn)題，可能在再次運(yùn)行時(shí)就不會(huì)出現(xiàn)，這給定位和解決問(wèn)題帶來(lái)了極大的困難 。

無(wú)鎖編程中線程執(zhí)行順序的不確定性也增加了跟蹤和調(diào)試的難度 。在傳統(tǒng)的鎖編程中，由于鎖的存在，線程的執(zhí)行順序相對(duì)容易跟蹤，開(kāi)發(fā)者可以通過(guò)在關(guān)鍵代碼處添加日志，清晰地了解線程的執(zhí)行流程 。但在無(wú)鎖編程中，多個(gè)線程可能同時(shí)對(duì)共享資源進(jìn)行操作，線程之間的執(zhí)行順序交錯(cuò)復(fù)雜，很難通過(guò)簡(jiǎn)單的日志來(lái)跟蹤每個(gè)線程的具體操作和執(zhí)行順序 。

為了應(yīng)對(duì)這些調(diào)試?yán)щy，可以借助一些專(zhuān)業(yè)的調(diào)試工具 。在 Java 開(kāi)發(fā)中，Java Mission Control就是一個(gè)強(qiáng)大的調(diào)試工具，它可以監(jiān)控和分析 Java 應(yīng)用程序的性能和運(yùn)行狀態(tài)，幫助開(kāi)發(fā)者查看線程的執(zhí)行情況、內(nèi)存使用情況等 。通過(guò)該工具，能夠直觀地看到各個(gè)線程在不同時(shí)間點(diǎn)的狀態(tài)和執(zhí)行的代碼片段，有助于定位無(wú)鎖編程中線程競(jìng)爭(zhēng)和數(shù)據(jù)不一致等問(wèn)題 。詳細(xì)的日志分析也是一種有效的策略 。在無(wú)鎖代碼中，合理地添加日志，記錄關(guān)鍵操作的執(zhí)行時(shí)間、操作前后的變量值以及線程的 ID 等信息，通過(guò)對(duì)這些日志的分析，可以更深入地了解程序的執(zhí)行過(guò)程，從而發(fā)現(xiàn)潛在的問(wèn)題 。