没有同步时的松弛原子和内存一致性

Question

我编写了一个基本的图形调度程序，它以无等待的方式同步任务执行。由于图拓扑是不可变的，我想我会让所有原子操作放松。然而，随着我对 CPU 硬件的了解越来越多，我开始担心我的数据结构在内存模型较弱的平台上的行为（我只在 x86 上测试过我的代码）。这是困扰我的场景：

线程 1 (T1) 和线程 2 (T2) 分别同时更新（非原子）内存位置 X 和 Y，然后继续执行其他不相关的任务。

线程 3 (T3) 在 T1 和 T2 完成后拾取一个依赖任务，加载 X 和 Y，并将它们相加。没有获取/释放同步、线程连接或调用锁，并且 T3 的任务保证在 T1 和 T2 完成后调度。

假设 T1、T2 和 T3 被调度（由操作系统）在不同的 CPU 内核上，我的问题是：在没有任何内存栅栏或类似锁的指令的情况下，T3 是否保证看到最新的X 和 Y 的值？ 另一种问法是：如果不插入栅栏，存储后多久可以执行加载，或者对此没有任何保证？强>

我担心无法保证执行 T1 和 T2 的内核在 T3 的内核尝试加载该信息时已刷新其存储缓冲区。我倾向于将数据竞争视为由于同时发生的加载和存储（或存储和存储）而发生的数据损坏。但是，我开始意识到，考虑到微尺度 CPU 的分布式特性，我不太确定 同时 的真正含义。根据 CppRef：

具有两个冲突评估的程序存在数据竞争，除非：

• 两个评估都在同一个线程或同一个信号处理程序中执行，或者
• 两个冲突的计算都是原子操作（参见 std::atomic），或者
• 其中一个冲突的评估发生在另一个之前（参见 std::memory_order）

这似乎暗示任何使用我的图形调度程序的人都会遇到数据竞争（假设他们自己不保护它），即使我可以保证 T3 在 T1 和 T2 完成之前不会执行。我还没有在我的测试中观察到数据竞争，但我还没有天真地认为仅靠测试就足以证明这一点。

Answer 1

存储后多久可以执行加载

ISO C++ 对时序做出零保证。依靠时间/距离来确保正确性几乎总是一个坏主意。

在这种情况下，您只需要在调度程序本身的某处获取/释放同步，例如T1 和 T2 使用 release-store 声明自己完成，调度程序使用获取负载检查它。

否则 T3 在 T1 和 T2 之后执行意味着什么？ 如果调度程序可以提前看到“I'm done”存储，它可以在 T1 或 T2 没有的情况下启动 T3完成了所有的商店。

如果您确保 T3 中的一切都发生在 T1 和 T2 之后（使用获取负载“同步”来自每个 T1 和 T2 的发布存储），您不会甚至需要在 T1 和 T2 中使用原子，只需在调度程序机制中。

与 seq_cst 相比，获取加载和释放存储相对便宜。在真正的硬件上，seq_cst 必须在存储后刷新存储缓冲区，而 release 则不需要。 x86 免费提供 acq_rel。

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（是的，在 x86 上进行测试并不能证明任何事情；硬件内存模型基本上是 acq_rel，因此编译时重新排序会选择一些合法的顺序，然后该顺序使用 acq_rel 运行。）

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我不确定启动 new 线程是否能保证该线程中的所有内容都“发生在”该线程中的该点之后。如果是这样，那么这在形式上是安全的。

如果不是，那么理论上 IRIW 重新排序是值得担心的。 （所有使用 seq_cst 加载的线程都必须同意 seq_cst 存储的全局顺序，但不能与较弱的内存顺序一致。实际上，PowerPC 是可以在现实生活中执行此操作的硬件，AFAIK，并且仅适用于短窗口。@987654321 @. 任何std::thread 构造函数都将涉及系统调用并且在实践中足够长，并且无论ISO C++是否正式保证这一点，无论如何都会涉及障碍。

如果您不是开始一个新线程，而是存储一个标志供工作人员查看，那么 acq/rel 就足够了； happens-before is transitive 所以 A -> B 和 B -> C 意味着 A -> C。