【導(dǎo)讀】：本文主要講解利用CAS技術(shù)實(shí)現(xiàn)無鎖隊(duì)列。

關(guān)于無鎖隊(duì)列的實(shí)現(xiàn)，網(wǎng)上有很多文章，雖然本文可能和那些文章有所重復(fù)，但是我還是想以我自己的方式把這些文章中的重要的知識(shí)點(diǎn)串起來和大家講一講這個(gè)技術(shù)。下面開始正文。

關(guān)于CAS等原子操作

在開始說無鎖隊(duì)列之前，我們需要知道一個(gè)很重要的技術(shù)就是CAS操作——Compare & Set，或是Compare & Swap，現(xiàn)在幾乎所有的CPU指令都支持CAS的原子操作，X86下對(duì)應(yīng)的是 CMPXCHG 匯編指令。有了這個(gè)原子操作，我們就可以用其來實(shí)現(xiàn)各種無鎖（lock free）的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。

這個(gè)操作用C語言來描述就是下面這個(gè)樣子：（代碼來自Wikipedia的Compare And Swap詞條）意思就是說，看一看內(nèi)存*reg里的值是不是oldval，如果是的話，則對(duì)其賦值newval。

intcompare_and_swap(int*reg,intoldval,intnewval)
{
intold_reg_val=*reg;
if(old_reg_val==oldval){
*reg=newval;
}
returnold_reg_val;
}

我們可以看到，old_reg_val 總是返回，于是，我們可以在 compare_and_swap 操作之后對(duì)其進(jìn)行測(cè)試，以查看它是否與 oldval相匹配，因?yàn)樗赡苡兴煌?，這意味著另一個(gè)并發(fā)線程已成功地競(jìng)爭(zhēng)到 compare_and_swap 并成功將 reg 值從 oldval 更改為別的值了。

這個(gè)操作可以變種為返回bool值的形式（返回 bool值的好處在于，可以調(diào)用者知道有沒有更新成功）：

boolcompare_and_swap(int*addr,intoldval,intnewval)
{
if(*addr!=oldval){
returnfalse;
}
*addr=newval;
returntrue;
}

與CAS相似的還有下面的原子操作：（這些東西大家自己看Wikipedia，也沒什么復(fù)雜的）

• Fetch And Add，一般用來對(duì)變量做 +1 的原子操作

• Test-and-set，寫值到某個(gè)內(nèi)存位置并傳回其舊值。匯編指令BST

• Test and Test-and-set，用來低低Test-and-Set的資源爭(zhēng)奪情況

注：在實(shí)際的C/C++程序中，CAS的各種實(shí)現(xiàn)版本如下：

1）GCC的CAS

GCC4.1+版本中支持CAS的原子操作（完整的原子操作可參看 GCC Atomic Builtins）

bool__sync_bool_compare_and_swap(type*ptr,typeoldvaltypenewval,...)
type__sync_val_compare_and_swap(type*ptr,typeoldvaltypenewval,...)

2）Windows的CAS

在Windows下，你可以使用下面的Windows API來完成CAS：（完整的Windows原子操作可參看MSDN的InterLocked Functions）

InterlockedCompareExchange(__inoutLONGvolatile*Target,
__inLONGExchange,
__inLONGComperand);

3) C++11中的CAS

C++11中的STL中的atomic類的函數(shù)可以讓你跨平臺(tái)。（完整的C++11的原子操作可參看 Atomic Operation Library）

template
boolatomic_compare_exchange_weak(std::atomic*obj,
T*expected,Tdesired);
template
boolatomic_compare_exchange_weak(volatilestd::atomic*obj,
T*expected,Tdesired);

無鎖隊(duì)列的鏈表實(shí)現(xiàn)

下面的代碼主要參考于兩篇論文：

• John D. Valois 1994年10月在拉斯維加斯的并行和分布系統(tǒng)系統(tǒng)國(guó)際大會(huì)上的一篇論文——《Implementing Lock-Free Queues》

• 美國(guó)紐約羅切斯特大學(xué) Maged M. Michael 和 Michael L. Scott 在1996年3月發(fā)表的一篇論文 《Simple, Fast, and Practical Non-Blocking and Blocking ConcurrentQueue Algorithms》

（注：下面的代碼并不完全與這篇論文相同）

初始化一個(gè)隊(duì)列的代碼很簡(jiǎn)，初始化一個(gè)dummy結(jié)點(diǎn)（注：在鏈表操作中，使用一個(gè)dummy結(jié)點(diǎn)，可以少掉很多邊界條件的判斷），如下所示：

InitQueue(Q)
{
node=newnode()
node->next=NULL;
Q->head=Q->tail=node;
}

我們先來看一下進(jìn)隊(duì)列用CAS實(shí)現(xiàn)的方式，基本上來說就是鏈表的兩步操作：

第一步，把tail指針的next指向要加入的結(jié)點(diǎn)。tail->next = p;

第二步，把tail指針移到隊(duì)尾。tail = p;

EnQueue(Q,data)//進(jìn)隊(duì)列
{
//準(zhǔn)備新加入的結(jié)點(diǎn)數(shù)據(jù)
n=newnode();
n->value=data;
n->next=NULL;
do{
p=Q->tail;//取鏈表尾指針的快照
}while(CAS(p->next,NULL,n)!=TRUE);
//while條件注釋：如果沒有把結(jié)點(diǎn)鏈在尾指針上，再試
CAS(Q->tail,p,n);//置尾結(jié)點(diǎn)tail=n;
}

我們可以看到，程序中的那個(gè) do-while 的 Retry-Loop 中的 CAS 操作：如果 p->next 是 NULL，那么，把新結(jié)點(diǎn) n 加到隊(duì)尾。如果不成功，則重新再來一次！

就是說，很有可能我在準(zhǔn)備在隊(duì)列尾加入結(jié)點(diǎn)時(shí)，別的線程已經(jīng)加成功了，于是tail指針就變了，于是我的CAS返回了false，于是程序再試，直到試成功為止。這個(gè)很像我們的搶電話熱線的不停重播的情況。

但是你會(huì)看到，為什么我們的“置尾結(jié)點(diǎn)”的操作（第13行）不判斷是否成功，因?yàn)椋?/p>

• 如果有一個(gè)線程T1，它的while中的CAS如果成功的話，那么其它所有的 隨后線程的CAS都會(huì)失敗，然后就會(huì)再循環(huán)，

• 此時(shí)，如果T1 線程還沒有更新tail指針，其它的線程繼續(xù)失敗，因?yàn)閠ail->next不是NULL了。

• 直到T1線程更新完 tail 指針，于是其它的線程中的某個(gè)線程就可以得到新的 tail 指針，繼續(xù)往下走了。

• 所以，只要線程能從 while 循環(huán)中退出來，意味著，它已經(jīng)“獨(dú)占”了，tail 指針必然可以被更新。

• 這里有一個(gè)潛在的問題——如果T1線程在用CAS更新tail指針的之前，線程停掉或是掛掉了，那么其它線程就進(jìn)入死循環(huán)了。下面是改良版的EnQueue()

EnQueue(Q,data)//進(jìn)隊(duì)列改良版v1
{
n=newnode();
n->value=data;
n->next=NULL;
p=Q->tail;
oldp=p
do{
while(p->next!=NULL)
p=p->next;
}while(CAS(p.next,NULL,n)!=TRUE);//如果沒有把結(jié)點(diǎn)鏈在尾上，再試
CAS(Q->tail,oldp,n);//置尾結(jié)點(diǎn)
}

我們讓每個(gè)線程，自己fetch 指針 p 到鏈表尾。但是這樣的fetch會(huì)很影響性能。而且，如果一個(gè)線程不斷的EnQueue，會(huì)導(dǎo)致所有的其它線程都去 fetch 他們的 p 指針到隊(duì)尾，能不能不要所有的線程都干同一個(gè)事？這樣可以節(jié)省整體的時(shí)間？

比如：直接 fetch Q->tail 到隊(duì)尾？因?yàn)?，所有的線程都共享著 Q->tail，所以，一旦有人動(dòng)了它后，相當(dāng)于其它的線程也跟著動(dòng)了，于是，我們的代碼可以改進(jìn)成如下的實(shí)現(xiàn)：

EnQueue(Q,data)//進(jìn)隊(duì)列改良版v2
{
n=newnode();
n->value=data;
n->next=NULL;
while(TRUE){
//先取一下尾指針和尾指針的next
tail=Q->tail;
next=tail->next;
//如果尾指針已經(jīng)被移動(dòng)了，則重新開始
if(tail!=Q->tail)continue;
//如果尾指針的next不為NULL，則fetch全局尾指針到next
if(next!=NULL){
CAS(Q->tail,tail,next);
continue;
}
//如果加入結(jié)點(diǎn)成功，則退出
if(CAS(tail->next,next,n)==TRUE)break;
}
CAS(Q->tail,tail,n);//置尾結(jié)點(diǎn)
}

上述的代碼還是很清楚的，相信你一定能看懂，而且，這也是 Java 中的 ConcurrentLinkedQueue 的實(shí)現(xiàn)邏輯，當(dāng)然，我上面的這個(gè)版本比 Java 的好一點(diǎn)，因?yàn)闆]有 if 嵌套，嘿嘿。

好了，我們解決了EnQueue，我們?cè)賮砜纯碊eQueue的代碼：（很簡(jiǎn)單，我就不解釋了）

DeQueue(Q)//出隊(duì)列
{
do{
p=Q->head;
if(p->next==NULL){
returnERR_EMPTY_QUEUE;
}
while(CAS(Q->head,p,p->next)!=TRUE);
returnp->next->value;
}

我們可以看到，DeQueue的代碼操作的是 head->next，而不是 head 本身。這樣考慮是因?yàn)橐粋€(gè)邊界條件，我們需要一個(gè)dummy的頭指針來解決鏈表中如果只有一個(gè)元素，head 和 tail 都指向同一個(gè)結(jié)點(diǎn)的問題，這樣 EnQueue 和 DeQueue 要互相排斥了。

但是，如果 head 和 tail 都指向同一個(gè)結(jié)點(diǎn)，這意味著隊(duì)列為空，應(yīng)該返回 ERR_EMPTY_QUEUE，但是，在判斷 p->next == NULL 時(shí)，另外一個(gè)EnQueue操作做了一半，此時(shí)的 p->next 不為 NULL了，但是 tail 指針還差最后一步，沒有更新到新加的結(jié)點(diǎn)，這個(gè)時(shí)候就會(huì)出現(xiàn)，在 EnQueue 并沒有完成的時(shí)候， DeQueue 已經(jīng)把新增加的結(jié)點(diǎn)給取走了，此時(shí)，隊(duì)列為空，但是，head 與 tail 并沒有指向同一個(gè)結(jié)點(diǎn)。如下所示：

雖然，EnQueue的函數(shù)會(huì)把 tail 指針置對(duì)，但是，這種情況可能還是會(huì)導(dǎo)致一些并發(fā)問題，所以，嚴(yán)謹(jǐn)來說，我們需要避免這種情況。于是，我們需要加入更多的判斷條件，還確保這個(gè)問題。下面是相關(guān)的改進(jìn)代碼：

DeQueue(Q)//出隊(duì)列，改進(jìn)版
{
while(TRUE){
//取出頭指針，尾指針，和第一個(gè)元素的指針
head=Q->head;
tail=Q->tail;
next=head->next;
//Q->head指針已移動(dòng)，重新取head指針
if(head!=Q->head)continue;

//如果是空隊(duì)列
if(head==tail&&next==NULL){
returnERR_EMPTY_QUEUE;
}

//如果tail指針落后了
if(head==tail&&next==NULL){
CAS(Q->tail,tail,next);
continue;
}
//移動(dòng)head指針成功后，取出數(shù)據(jù)
if(CAS(Q->head,head,next)==TRUE){
value=next->value;
break;
}
}
free(head);//釋放老的dummy結(jié)點(diǎn)
returnvalue;
}

上面這段代碼的邏輯和 Java 的 ConcurrentLinkedQueue 的 poll 方法很一致了。也是《Simple, Fast, and Practical Non-Blocking and Blocking ConcurrentQueue Algorithms》這篇論文中的實(shí)現(xiàn)。

CAS的ABA問題

所謂ABA（見維基百科的ABA詞條），問題基本是這個(gè)樣子：

• 進(jìn)程P1在共享變量中讀到值為A

• P1被搶占了，進(jìn)程P2執(zhí)行

• P2把共享變量里的值從A改成了B，再改回到A，此時(shí)被P1搶占。

• P1回來看到共享變量里的值沒有被改變，于是繼續(xù)執(zhí)行。

雖然P1以為變量值沒有改變，繼續(xù)執(zhí)行了，但是這個(gè)會(huì)引發(fā)一些潛在的問題。ABA問題最容易發(fā)生在lock free 的算法中的，CAS首當(dāng)其沖，因?yàn)镃AS判斷的是指針的值。很明顯，值是很容易又變成原樣的。

比如上述的DeQueue()函數(shù)，因?yàn)槲覀円宧ead和tail分開，所以我們引入了一個(gè)dummy指針給head，當(dāng)我們做CAS的之前，如果head的那塊內(nèi)存被回收并被重用了，而重用的內(nèi)存又被EnQueue()進(jìn)來了，這會(huì)有很大的問題。（內(nèi)存管理中重用內(nèi)存基本上是一種很常見的行為）

這個(gè)例子你可能沒有看懂，維基百科上給了一個(gè)活生生的例子——

你拿著一個(gè)裝滿錢的手提箱在飛機(jī)場(chǎng)，此時(shí)過來了一個(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錢的箱子調(diào)了個(gè)包，然后就離開了，你看到你的手提箱還在那，于是就提著手提箱去趕飛機(jī)去了。

這就是ABA的問題。

解決ABA的問題

維基百科上給了一個(gè)解——使用double-CAS（雙保險(xiǎn)的CAS），例如，在32位系統(tǒng)上，我們要檢查64位的內(nèi)容

• 一次用CAS檢查雙倍長(zhǎng)度的值，前半部是值，后半部分是一個(gè)計(jì)數(shù)器。

• 只有這兩個(gè)都一樣，才算通過檢查，要吧賦新的值。并把計(jì)數(shù)器累加1。

這樣一來，ABA發(fā)生時(shí)，雖然值一樣，但是計(jì)數(shù)器就不一樣（但是在32位的系統(tǒng)上，這個(gè)計(jì)數(shù)器會(huì)溢出回來又從1開始的，這還是會(huì)有ABA的問題）

當(dāng)然，我們這個(gè)隊(duì)列的問題就是不想讓那個(gè)內(nèi)存重用，這樣明確的業(yè)務(wù)問題比較好解決，論文《Implementing Lock-Free Queues》給出一這么一個(gè)方法——使用結(jié)點(diǎn)內(nèi)存引用計(jì)數(shù)refcnt?。ㄕ撐摹禨imple, Fast, and Practical Non-Blocking and Blocking ConcurrentQueue Algorithms》中的實(shí)現(xiàn)方法也基本上是一樣的，用到的是增加一個(gè)計(jì)數(shù)，可以理解為版本號(hào)）

SafeRead(q)
{
loop:
p=q->next;
if(p==NULL){
returnp;
}
Fetch&Add(p->refcnt,1);
if(p==q->next){
returnp;
}else{
Release(p);
}
gotoloop;
}

其中的 Fetch&Add和Release分是是加引用計(jì)數(shù)和減引用計(jì)數(shù)，都是原子操作，這樣就可以阻止內(nèi)存被回收了。

用數(shù)組實(shí)現(xiàn)無鎖隊(duì)列

本實(shí)現(xiàn)來自論文《Implementing Lock-Free Queues》

使用數(shù)組來實(shí)現(xiàn)隊(duì)列是很常見的方法，因?yàn)闆]有內(nèi)存的分部和釋放，一切都會(huì)變得簡(jiǎn)單，實(shí)現(xiàn)的思路如下：

• 數(shù)組隊(duì)列應(yīng)該是一個(gè)ring buffer形式的數(shù)組（環(huán)形數(shù)組）

• 數(shù)組的元素應(yīng)該有三個(gè)可能的值：HEAD，TAIL，EMPTY（當(dāng)然，還有實(shí)際的數(shù)據(jù)）

• 數(shù)組一開始全部初始化成EMPTY，有兩個(gè)相鄰的元素要初始化成HEAD和TAIL，這代表空隊(duì)列。

• EnQueue操作。假設(shè)數(shù)據(jù)x要入隊(duì)列，定位TAIL的位置，使用double-CAS方法把(TAIL, EMPTY) 更新成 (x, TAIL)。需要注意，如果找不到(TAIL, EMPTY)，則說明隊(duì)列滿了。

• DeQueue操作。定位HEAD的位置，把(HEAD, x)更新成(EMPTY, HEAD)，并把x返回。同樣需要注意，如果x是TAIL，則說明隊(duì)列為空。

算法的一個(gè)關(guān)鍵是——如何定位HEAD或TAIL？

• 我們可以聲明兩個(gè)計(jì)數(shù)器，一個(gè)用來計(jì)數(shù)EnQueue的次數(shù)，一個(gè)用來計(jì)數(shù)DeQueue的次數(shù)。

• 這兩個(gè)計(jì)算器使用使用Fetch&ADD來進(jìn)行原子累加，在EnQueue或DeQueue完成的時(shí)候累加就好了。

• 累加后求個(gè)模什么的就可以知道TAIL和HEAD的位置了。

如下圖所示：

小結(jié)

以上基本上就是所有的無鎖隊(duì)列的技術(shù)細(xì)節(jié)，這些技術(shù)都可以用在其它的無鎖數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)上。

• 無鎖隊(duì)列主要是通過CAS、FAA這些原子操作，和Retry-Loop實(shí)現(xiàn)。

• 對(duì)于Retry-Loop，我個(gè)人感覺其實(shí)和鎖什么什么兩樣。只是這種“鎖”的粒度變小了，主要是“鎖”HEAD和TAIL這兩個(gè)關(guān)鍵資源。而不是整個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。

還有一些和Lock Free的文章你可以去看看：

Code Project 上的雄文 《Yet another implementation of a lock-free circular array queue》

Herb Sutter的《Writing Lock-Free Code: A Corrected Queue》– 用C++11的std::atomic模板。

IBM developerWorks的《設(shè)計(jì)不使用互斥鎖的并發(fā)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)》