多核cpu多线程同时执行cmpxchg指令会发生什么？
在多核CPU、多线程的环境下，当多个线程同时尝试执行 `cmpxchg`（Compare and Exchange）指令时，会发生一些非常有趣且关键的原子性操作。理解这个过程，就像是窥探CPU内部解决并发冲突的精妙设计。
首先，我们得明确 `cmpxchg` 指令的核心作用。它是一个原子操作，这意味着它要么完全成功，要么完全失败，不存在执行到一半被中断的可能性。它的基本流程是：
1. 比较（Compare）: 它会读取目标内存位置的值，并将其与一个给定的期望值（通常存储在寄存器中）进行比较。
2. 交换（Exchange）: 如果比较结果相等，它会将一个新的值（通常也存储在寄存器中）写入到目标内存位置。如果比较结果不相等，它不会进行交换，而是将目标内存位置的实际值加载到一个特定的寄存器中（通常是eax/rax，取决于CPU架构）。
这就像一个“先检查后修改”的机制，而且这个检查和修改的过程是不可分割的。
现在，把这个指令放在多线程、多核的环境下，情况就变得复杂起来，但也是它发挥作用的关键点。
场景设定：
想象有几个线程（Thread A, Thread B, Thread C…），它们都想要操作同一个内存地址 `X`。而这个操作是基于 `X` 的当前值来决定是否更新的。例如，一个简单的计数器，或者一个链表的插入操作。
假设 `X` 的初始值为 `0`。
Thread A: 期望 `X` 是 `0`，如果为 `0`，则将其更新为 `1`。
Thread B: 期望 `X` 是 `0`，如果为 `0`，则将其更新为 `1`。
Thread C: 期望 `X` 是 `1`，如果为 `1`，则将其更新为 `2`。
多核CPU的并发执行：
由于是多核CPU，Thread A, Thread B, Thread C 可能运行在不同的CPU核心上。这些核心各自拥有自己的缓存（L1, L2），并且会通过一个缓存一致性协议（如MESI协议）来协调对共享内存的访问。
当这些线程几乎同时执行 `cmpxchg` 指令时，CPU会进行一系列精密的内部操作：
1. 访问共享内存的请求: 每个核心都会尝试读取和（可能）写入共享内存地址 `X`。
2. 缓存一致性协议的介入:
CPU核心在执行 `cmpxchg` 指令之前，需要获取对内存地址 `X` 的控制权，这通常意味着它需要将 `X` 的最新值加载到自己的缓存中，并将其状态标记为“独占”（Exclusive）或“共享”（Shared）以进行读操作，或者标记为“已修改”（Modified）以进行写操作。
当一个核心想要写入某个地址时，它会通过缓存一致性协议通知其他核心，将可能持有的该地址的缓存行标记为“无效”（Invalid）。
`cmpxchg` 在并发中的表现：
现在我们来看 `cmpxchg` 如何在这种情况下工作。
假设 Thread A 和 Thread B 都想执行 `cmpxchg X, 0, 1`，而 Thread C 想执行 `cmpxchg X, 1, 2`。
极度接近的瞬间: 试想一下，在极短的时间窗口内，Thread A 的核心和 Thread B 的核心都收到了 `cmpxchg` 指令，并且都从内存（或者其他核心的缓存）读取了 `X` 的当前值，这个值恰好是 `0`。它们的期望值也都是 `0`。
第一个“赢家”: 由于CPU内部的调度和总线仲裁机制（哪个核心先获得对总线的访问权，或者哪个核心的缓存一致性请求先被处理），总会有一个核心成为第一个获得对 `X` 地址执行写入操作的“获胜者”。
假设 Thread A 的核心是第一个“赢家”。它会执行 `cmpxchg` 的比较步骤。它读取 `X` 的值（假设是 `0`），发现与它的期望值 `0` 相符。然后，它会执行交换步骤，将 `1` 写入到 `X`。
与此同时，缓存一致性协议会确保 Thread A 的核心获取了 `X` 地址的独占控制权。一旦 Thread A 执行了写入操作，它会更新自己的缓存，并将 `X` 的新值 `1` 发送到总线上，同时将其他核心可能持有的关于 `X` 的缓存行标记为“无效”。
“失败者”的处理:
现在轮到 Thread B。当 Thread B 的核心尝试执行 `cmpxchg X, 0, 1` 时，它会尝试读取 `X`。由于 Thread A 已经将 `X` 更新为 `1` 并使其他缓存失效，Thread B 的核心会读到 `X` 的实际值为 `1`。
Thread B 将 `1` 与它的期望值 `0` 进行比较。发现不相等。因此，`cmpxchg` 不会进行交换。更重要的是，为了让 Thread B 知道它失败了，`cmpxchg` 会将 `X` 的实际值（也就是 `1`）加载到指定的寄存器中（例如 `eax`）。
Thread B 接收到这个结果后，就知道了这次尝试失败了。它需要根据这个新的值 `1` 来重新规划它的操作。它可能会发现，它不能再用期望值 `0` 去执行 `cmpxchg`了。它可能需要重新计算它想要设置的值，或者等待 `X` 再次回到它期望的状态。
Thread C 的情况: 假设 Thread C 在 Thread A 完成之后才执行（或者它的缓存一致性请求稍晚被处理）。当 Thread C 执行 `cmpxchg X, 1, 2` 时，它会读取 `X`。此时 `X` 的值已经是 `1` 了。Thread C 将 `1` 与它的期望值 `1` 进行比较。发现相等。于是，Thread C 执行交换操作，将 `2` 写入到 `X`，并更新其他核心的缓存状态。这次操作是成功的。
核心总结：
1. 原子性保证: `cmpxchg` 指令确保了在单个核心上的读取、比较和（可能的）写入操作是不可分割的。
2. 并发冲突: 在多核环境下，多个线程同时执行 `cmpxchg` 时，会存在竞争。
3. 缓存一致性协议是关键: 哪个线程的 `cmpxchg` 成功执行，很大程度上取决于CPU的缓存一致性协议如何处理并发的内存访问请求。通常，只有一个线程的“写入”部分能成功，其余线程的“读取”部分会发现期望值不匹配。
4. “失败”是预期的: `cmpxchg` 指令的设计就是为了应对并发。当它失败时，它会提供反馈（将实际值返回），允许调用者（线程）知道发生了冲突，并采取相应的策略（例如，循环重试）。
5. 性能影响: 如果很多线程都在争夺同一个内存地址的 `cmpxchg`，会产生大量的缓存失效和缓存一致性消息传递，这会显著降低整体性能。这就是所谓的高争用（high contention）。
所以，多核多线程同时执行 `cmpxchg` 时，最关键的点是缓存一致性协议的仲裁机制确保了只有一个线程的写操作能够成功生效在内存中，而其他线程会因为值不匹配而“失败”，并获得当前的实际值，以便它们能根据情况重试或调整策略。 这是一个非常高效的无锁（lockfree）并发控制基石。
首先，我们得明确 `cmpxchg` 指令的核心作用。它是一个原子操作，这意味着它要么完全成功，要么完全失败，不存在执行到一半被中断的可能性。它的基本流程是：
1. 比较（Compare）: 它会读取目标内存位置的值，并将其与一个给定的期望值（通常存储在寄存器中）进行比较。
2. 交换（Exchange）: 如果比较结果相等，它会将一个新的值（通常也存储在寄存器中）写入到目标内存位置。如果比较结果不相等，它不会进行交换，而是将目标内存位置的实际值加载到一个特定的寄存器中（通常是eax/rax，取决于CPU架构）。
这就像一个“先检查后修改”的机制，而且这个检查和修改的过程是不可分割的。
现在，把这个指令放在多线程、多核的环境下，情况就变得复杂起来，但也是它发挥作用的关键点。
场景设定：
想象有几个线程（Thread A, Thread B, Thread C…），它们都想要操作同一个内存地址 `X`。而这个操作是基于 `X` 的当前值来决定是否更新的。例如，一个简单的计数器，或者一个链表的插入操作。
假设 `X` 的初始值为 `0`。
Thread A: 期望 `X` 是 `0`，如果为 `0`，则将其更新为 `1`。
Thread B: 期望 `X` 是 `0`，如果为 `0`，则将其更新为 `1`。
Thread C: 期望 `X` 是 `1`，如果为 `1`，则将其更新为 `2`。
多核CPU的并发执行：
由于是多核CPU，Thread A, Thread B, Thread C 可能运行在不同的CPU核心上。这些核心各自拥有自己的缓存（L1, L2），并且会通过一个缓存一致性协议（如MESI协议）来协调对共享内存的访问。
当这些线程几乎同时执行 `cmpxchg` 指令时，CPU会进行一系列精密的内部操作：
1. 访问共享内存的请求: 每个核心都会尝试读取和（可能）写入共享内存地址 `X`。
2. 缓存一致性协议的介入:
CPU核心在执行 `cmpxchg` 指令之前，需要获取对内存地址 `X` 的控制权，这通常意味着它需要将 `X` 的最新值加载到自己的缓存中，并将其状态标记为“独占”（Exclusive）或“共享”（Shared）以进行读操作，或者标记为“已修改”（Modified）以进行写操作。
当一个核心想要写入某个地址时，它会通过缓存一致性协议通知其他核心，将可能持有的该地址的缓存行标记为“无效”（Invalid）。
`cmpxchg` 在并发中的表现：
现在我们来看 `cmpxchg` 如何在这种情况下工作。
假设 Thread A 和 Thread B 都想执行 `cmpxchg X, 0, 1`，而 Thread C 想执行 `cmpxchg X, 1, 2`。
极度接近的瞬间: 试想一下，在极短的时间窗口内，Thread A 的核心和 Thread B 的核心都收到了 `cmpxchg` 指令，并且都从内存（或者其他核心的缓存）读取了 `X` 的当前值，这个值恰好是 `0`。它们的期望值也都是 `0`。
第一个“赢家”: 由于CPU内部的调度和总线仲裁机制（哪个核心先获得对总线的访问权，或者哪个核心的缓存一致性请求先被处理），总会有一个核心成为第一个获得对 `X` 地址执行写入操作的“获胜者”。
假设 Thread A 的核心是第一个“赢家”。它会执行 `cmpxchg` 的比较步骤。它读取 `X` 的值（假设是 `0`），发现与它的期望值 `0` 相符。然后，它会执行交换步骤，将 `1` 写入到 `X`。
与此同时，缓存一致性协议会确保 Thread A 的核心获取了 `X` 地址的独占控制权。一旦 Thread A 执行了写入操作，它会更新自己的缓存，并将 `X` 的新值 `1` 发送到总线上，同时将其他核心可能持有的关于 `X` 的缓存行标记为“无效”。
“失败者”的处理:
现在轮到 Thread B。当 Thread B 的核心尝试执行 `cmpxchg X, 0, 1` 时，它会尝试读取 `X`。由于 Thread A 已经将 `X` 更新为 `1` 并使其他缓存失效，Thread B 的核心会读到 `X` 的实际值为 `1`。
Thread B 将 `1` 与它的期望值 `0` 进行比较。发现不相等。因此，`cmpxchg` 不会进行交换。更重要的是，为了让 Thread B 知道它失败了，`cmpxchg` 会将 `X` 的实际值（也就是 `1`）加载到指定的寄存器中（例如 `eax`）。
Thread B 接收到这个结果后，就知道了这次尝试失败了。它需要根据这个新的值 `1` 来重新规划它的操作。它可能会发现，它不能再用期望值 `0` 去执行 `cmpxchg`了。它可能需要重新计算它想要设置的值，或者等待 `X` 再次回到它期望的状态。
Thread C 的情况: 假设 Thread C 在 Thread A 完成之后才执行（或者它的缓存一致性请求稍晚被处理）。当 Thread C 执行 `cmpxchg X, 1, 2` 时，它会读取 `X`。此时 `X` 的值已经是 `1` 了。Thread C 将 `1` 与它的期望值 `1` 进行比较。发现相等。于是，Thread C 执行交换操作，将 `2` 写入到 `X`，并更新其他核心的缓存状态。这次操作是成功的。
核心总结：
1. 原子性保证: `cmpxchg` 指令确保了在单个核心上的读取、比较和（可能的）写入操作是不可分割的。
2. 并发冲突: 在多核环境下，多个线程同时执行 `cmpxchg` 时，会存在竞争。
3. 缓存一致性协议是关键: 哪个线程的 `cmpxchg` 成功执行，很大程度上取决于CPU的缓存一致性协议如何处理并发的内存访问请求。通常，只有一个线程的“写入”部分能成功，其余线程的“读取”部分会发现期望值不匹配。
4. “失败”是预期的: `cmpxchg` 指令的设计就是为了应对并发。当它失败时，它会提供反馈（将实际值返回），允许调用者（线程）知道发生了冲突，并采取相应的策略（例如，循环重试）。
5. 性能影响: 如果很多线程都在争夺同一个内存地址的 `cmpxchg`，会产生大量的缓存失效和缓存一致性消息传递，这会显著降低整体性能。这就是所谓的高争用（high contention）。
所以，多核多线程同时执行 `cmpxchg` 时，最关键的点是缓存一致性协议的仲裁机制确保了只有一个线程的写操作能够成功生效在内存中，而其他线程会因为值不匹配而“失败”，并获得当前的实际值，以便它们能根据情况重试或调整策略。 这是一个非常高效的无锁（lockfree）并发控制基石。
网友意见
拿Intel的CPU作为例子（别的CPU不太了解），手头没有资料，全凭记忆回答：
CPU内部，多个核心之间有一条环形总线，当有某一个核心需要锁住cache的时候，这个总线会通知所有的核心，所以只要有某个核心使用了cmpxchg，那么其它的核肯定都会停下来，不会出现并发的情况。（关于环形总线的信息，看这个：https://www.zhihu.com/question/346366744 ）
这条总线的带宽非常高，相对延迟会比较小，但锁总线的开销也是很大的，我印象里好像是几十个指令周期的延迟。
所以不会有真正并发的操作，都是分开执行的。
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