最近一个项目中用到了peterson算法来做临界区的保护，简简单单的十几行代码，就能实现两个线程对临界区的无锁访问，确实很精炼。但是在这不是来分析peterson算法的，在实际应用中发现peterson算法并不能对临界区进行互斥访问，也就是说两个线程还是有可能同时进入临界区。但是按照代码的分析，明明可以实现互斥访问的呀，这是怎么回事呢？

首先用一个测试程序来检验一下。临界区是对一个全局变量的自加一运算，两个线程各加一百万次，最后结果应该是两百万。由于自加一运算不是原子的，如果两个线程同时进入临界区，最后的结果就会少于两百万。

#include <iostream>

#include <pthread.h>

using namespace std;

static volatile bool flag[] = {false, false};

static volatile int turn = ;

static volatile int gCount = ;

void procedure0() {

    flag[] = true;

    turn = ;

    while (flag[] && (turn == ));

    gCount++;

    flag[] = false;

}

void procedure1() {

    flag[] = true;

    turn = ;

    while (flag[] && (turn == ));

    gCount++;

    flag[] = false;

}

void* ThreadFunc0(void* args)

{

    int i;

    for (i = ; i<; i++)

        procedure0();

    return NULL;

}

void* ThreadFunc1(void* args)

{

    int i;

    for (i = ; i<; i++)

        procedure1();

    return NULL;

}

int main()

{

    pthread_t pid0, pid1;

    if (pthread_create(&pid0, , &ThreadFunc0, NULL))

    {

        cout << "Create thread0 failed." << endl;

        return ;

    }

    if (pthread_create(&pid1, , &ThreadFunc1, NULL))

    {

        cout << "Create thread1 failed." << endl;

        return ;

    }

    pthread_join(pid0, NULL);

    pthread_join(pid1, NULL);

    cout << gCount << endl;

    if (gCount == )

        cout << "Success" << endl;

    else

        cout << "Fail" << endl;

    return ;

}

x86平台peterson锁失效                                                                                                      arm平台peterson锁失效

这个测试程序在Linux上用gcc编译，无论用O0，O1，O2编译选项，我试过x86平台，Arm平台，结果都有可能小于两百万，也就是这样实现的peterson锁不能阻止两个线程同时进入临界区。原因在于现代的编译器和多核CPU因为优化代码的原因，最擅长的事情就是指令乱序执行。编译器做的是静态乱序优化，CPU做的是动态乱序优化。简单来说，就是指令最终在CPU的执行顺序和我们在程序中写的顺序可能是大相径庭的。当然这种乱序执行是要在保证最终执行结果正确的前提下的，大多数情况下都不会引起问题，我们对指令的乱序执行也毫无感知。但是在一些特殊的情况下，比如peterson算法里，乱序优化可能会引起问题。

通常情况下，乱序优化都可以把对不同地址的load操作提到store之前去，我想这是因为load操作如果cache命中的话，要比store快很多。以线程0为例，看这3行。

    flag[] = true;

    turn = ;

    while (flag[] && (turn == ));

前两行是store，第三行是load。但是对同一变量turn的store再load，乱序优化是不可能对他们交换顺序的。但是flag[0]和flag[1]是不同的变量，先store后load就可能被乱序优化成先load flag[1]，再store flag[0]。假设两个线程都已退出临界区，准备再次进入，此时flag[0]和flag[1]都是false。按乱序执行先load，两个线程都会有while条件为假，则同时都可以进入了临界区，互斥失效！这就是在有些情况下要保持代码的顺序一致性的重要。

这个问题怎么解决呢？也很简单，就是使用内存栅栏（memory barrier）。顾名思义，他就像个栅栏一样摆在两段代码之间，阻止编译器或者CPU在这两段代码之间进行乱序优化。在x86平台上，阻止编译器的静态乱序优化的汇编代码是

asm volatile("" ::: "memory");

但是它不能阻止CPU运行时的乱序优化。在这里我们需要的不仅仅是阻止静态乱序，还要阻止动态乱序。x86的动态内存栅栏汇编命令有三条，分别是lfence，sfence和mfence，分别表示load栅栏，store栅栏和读写栅栏。也就是lfence只能保证lfence之前的读命令不和它之后的读命令发生乱序。sfence保证sfence之前的写命令不和它之后的写命令发生乱序。mfence保证了它前后的读写命令不发生乱序。这里我们需要用mfence，不过实际上我是了sfence也是可以的，但是lfence不行。

    flag[] = true;
    turn = ;

    asm("mfence");

    while (flag[] && (turn == ));

在中间插入一行内存栅栏指令，这样peterson测试程序执行才是完全正确的。

在arm平台，相应的内存栅栏指令有三条，dmb（data memroy barrier），dsb（date synchronization barrier）和isb（instruction synchronization barrier）。dmb保证在dmb之前的内存访问指令在它之后的内存访问指令之前完成，也就是阻止了乱序。dsb更严格一些，保证在dsb完成之前，所有它之前的指令都执行完成。isb最严格，它会清空处理器的流水线，当然就能保证之前的所有指令执行完，它之后的指令必须从cache或内存获取。在这里我们用dmb就足够了，dmb指令带有参数。用来表达该barrier生效的Shareability Domain（NSH表示Non-shareable、ISH表示Inner Shareable、OSH表示Outer Shareable、SY表示Full system，缺省是SY）和内存操作类型（LD表示读操作，ST表示写操作，缺省表示读写操作），比如DMB ISHST 表示对Inner Shareability Domain的读写操作生效。在peterson算法这里是能保证正常工作的，或者直接用dmb sy。

    flag[] = true;

    turn = ;

    asm("dmb ishst");
    //asm("dmb sy");
    while (flag[] && (turn == )); 

由于汇编指令和平台相关，移植不便。4.4.0和之后版本的gcc方便地提供了__sync_synchronize函数完成内存栅栏指令。

    flag[] = true;

    turn = ;

    __sync_synchronize();

    while (flag[] && (turn == ));