c/c++程序员必知的内存泄漏解决方案与原理实现

90分钟了解Linux内存架构，numa的优势，slab的实现，vmalloc的原理

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在百度看似简简单单的界面后面，是遍布全国的各个数据中心里，运转着的海量 C++服务。对 C++的重度应用是百度的一把双刃剑，学习成本陡峭，指针类错误定位难、扩散性广另很多开发者望而却步。然而在另一方面，语言层引入的额外开销低，对底层能力可操作性强，又能够为追求极致性能提供优异的实践环境。

因此，对百度的 C++工程师来说，掌握底层特性并加以利用来指导应用的性能优化，就成了一门必要而且必须的技能。久而久之，百度工程师就将这种追求极致的性能优化，逐渐沉淀成了习惯，甚至形成了对技术的信仰。下面我们就来盘点和分享一些，在性能优化的征途上，百度 C++工程师积累下来的理论和实践，以及那些为了追求极致，所发掘的『奇技淫巧』。

作为程序员，大家或多或少都会和性能打交道，尤其是以 C++为主的后端服务工程师，但是每个工程师对性能优化概念的理解在细节上又是千差万别的。下面先从几个优化案例入手，建立一个性能优化相关的感性认识，之后再从原理角度，描述一下本文所讲的性能优化的切入角度和方法依据。

为了调用底层接口和集成一些第三方库能力，在调用界面层，会存在对 C++字符串和 C 风格字符串的交互场景，典型是这样的：

size_t some_c_style_api(char* buffer, size_t size);
void some_cxx_style_function(std::string& result){
    // 首先扩展到充足大小
    result.resize(estimate_size);
    // 从c++17开始，string类型支持通过data取得非常量指针
    auto acture_size=some_c_style_api(result.data(), result.size());
    // 最终调整到实际大小
    result.resize(acture_size);
}

这个方法存在一个问题，就是在首次 resize 时，string 对 estimate_size 内的存储区域全部进行了 0 初始化。但是这个场景中，实际的有效数据其实是在 some_c_style_api 内部被写入的，所以 resize 时的初始化动作其实是冗余的。在交互 buffer 的 size 较大的场景，例如典型的编码转换和压缩等操作，这次冗余的初始化引入的开销还是相当可观的。

可以这样编码：

size_t some_c_style_api(char* buffer, size_t size);
void some_cxx_style_function(std::string& result){
    auto* buffer=babylon::resize_uninitialized(result, estimate_size);
    auto acture_size=some_c_style_api(buffer, result.size());
    result.resize(acture_size);
}

实际业务中，有一个典型场景是一些轻 schema 数据的解析，比如一些标准分隔符，典型是'_'或者'\ '，简单分割的分列数据（这在日志等信息的粗加工处理中格外常见）。由于场景极其单纯，可能的算法层面优化空间一般认为较小，而实际实现中，这样的代码是广为存在的：

std::vector<std::string> tokens;
// boost::split
boost::split(token, str,[](char c){return c=='\	';});
// absl::StrSplit
for (std::string_view sv : absl::StrSplit(str, '\	')){
    tokens.emplace_back(sv);
}
// absl::StrSplit no copy
for (std::string_view sv : absl::StrSplit(str, '\	')){
    direct_work_on_segment(sv);
}

boost 版本广泛出现在新工程师的代码中，接口灵活，流传度高，但是实际业务中效率其实并不优秀，例如和 google 优化过的 absl 相比，其实有倍数级的差距。尤其如果工程师没有注意进行单字符优化的时候（直接使用了官方例子中的 is_any_of），甚至达到了数量级的差距。进一步地，如果联动思考业务形态，一般典型的分割后处理是可以做到零拷贝的，这也可以进一步降低冗余拷贝和大量临时对象的创建开销。

最后，再考虑到百度当前的内部硬件环境有多代不同型号的 CPU，进一步改造 spilt 显式使用 SIMD 优化，并自适应多代向量指令集，可以取得进一步的性能提升。尤其是 bmi 指令加速后，对于一个 SIMD 步长内的连续分隔符探测，比如密集短串场景，甚至可以取得数量级的性能提升。

最终在百度，我们可以这样编码实现：

babylon::split([](std::string_view sv){
  direct_work_on_segment(sv);
}, str, '\	'};

随着 brpc 在百度内部的广泛应用，protobuf 成为了百度内部数据交换的主流方式，解析、改写、组装 protobuf 的代码在每个服务中几乎都会有一定的占比。尤其是近几年，进一步叠加了微服务化的发展趋势之后，这层数据交换边界就变得更加显著起来。

在有些场景下，例如传递并增加一个字段，或者从多个后端存储获取分列表达的数据合并后返回，利用标准的 C++API 进行反序列化、修改、再序列化的成本，相对于实际要执行的业务来说，额外带来的性能开销会显著体现出来。

举例来说，比如我们定义了这样的 message：

message Field{


    bytes column=1;
    bytes value=2;
};
message Record{
    bytes key=1;
    repeated Field field=2;
};
message Response{
    repeated Record record=1;
    bytes error_message=2;
};

我们设想一个场景，一个逻辑的 record 分散于多个子系统，那么我们需要引入一个 proxy 层，完成多个 partial record 的 merge 操作，常规意义上，这个 merge 动作一般是这样的：

one_sub_service.query(&one_controller, &request, &one_sub_response, nullptr);
another_sub_service.query(&another_controller, &request, &another_sub_response, nullptr);
...
for (size_t i=0; i < record_size; ++i){
    final_response.mutable_record(i).MergeFrom(one_sub_response.record(i));
    final_response.mutable_record(i).MergeFrom(another_sub_response.record(i));
    ...
}

对于一个轻量级 proxy 来说，这一层反复对后端的解析、合并、再序列化引入的成本，就会相对凸现出来了。进一步的消除，就要先从 protobuf 的本质入手。

protobuf 的根基先是一套公开标准的 wire format，其上才是支持多语言构造和解析的 SDK，因此尝试降低对解析和合并等操作的进一步优化，绕过 c++api，深入 wire format 层来尝试是一种可行且有效的手段。那么我们先来看一下一些 wire format 层的特性。

即 message 的构成直接由内部包含的 field 的序列化结果堆砌而成，field 之间不存在分割点，在整个 message 外部，也不存在框架信息。基于这个特性，一些合并和修改操作可以在序列化的 bytes 结果上被低成本且安全地操作。而另一方面，message field 的格式和 string 又是完全一致的，也就是定义一个 message field，或者定义一个 string field 而把对应 message 序列化后存入，结果是等价的（而且这两个特性是被官方承诺的）。

结合这些特性，之前的合并操作在实现上我们改造为：

message ProxyResponse{
    // 修改proxy侧的message定义，做到不深层解析
    repeated string record=1;
    bytes error_message=2;
};


one_sub_service.query(&one_controller, &request, &one_sub_response, nullptr);
another_sub_service.query(&another_controller, &request, &another_sub_response, nullptr);
...
for (size_t i=0; i < record_size; ++i){
    // 利用string追加替换message操作
    final_response.mutable_record(i).append(one_sub_response.record(i));
    final_response.mutable_record(i).append(another_sub_response.record(i));
    ...
}

在微服务搭的环境下，类似的操作可以很好地控制额外成本的增加。

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一般来讲，一个程序的性能构成要件大概有三个，即算法复杂度、IO 开销和并发能力。

首要的影响因素是大家都熟悉的算法复杂度。一次核心算法优化和调整，可以对应用性能产生的影响甚至是代差级别的。例如 LSM Tree 对 No-SQL 吞吐的提升，又例如事件触发对 epoll 大并发能力的提升。然而正因为关注度高，在实际工程实现层面，无论是犯错几率，还是留下的优化空间，反而会大为下降。甚至极端情况下，可能作为非科研主导的工程师，在进行性能优化时鲜少遇到改良算法的场景，分析问题选择合适算法会有一定占比，但是可能范围也有限。

更多情况下需要工程师解决的性能问题，借用一句算法竞赛用语，用『卡常数』来形容可能更贴切。也就是采用了正确的合适的算法，但是因为没有采用体系结构下更优的实现方案，导致在 O(X)上附加了过大的常数项，进而造成的整体性能不足。虽然在算法竞赛中，卡常数和常数优化是出题人和解题人都不愿意大量出现的干扰项（因为毕竟是以核心算法本身为目标），但是转换到实际项目背景下，常数优化却往往是性能优化领域的重要手段。

现在我们再来回顾一下上面引出问题的三个优化案例。可以看到，其中都不包含算法逻辑本身的改进，但是通过深入利用底层（比如依赖库或指令集）特性，依然能够取得倍数甚至数量级的优化效果。这和近些年体系结构变得越发复杂有很大关联，而这些变化，典型的体现场景就是 IO 和并发。并发的优化，对于工程经验比较丰富的同学应该已经不陌生了，但是关于 IO，尤其是『内存 IO』可能需要特别说明一下。

与代码中显示写出的 read/write/socket 等设备 IO 操作不同，存储系统的 IO 很容易被忽略，因为这些 IO 透明地发生在普通 CPU 指令的背后。先列举 2009 年 Jeff Dean 的一个经典讲座中的一页数字。

虽然已经是十多年前的数据，但是依然可以看出，最快速的 L1 cache 命中和 Main memory 访问之间，已经拉开了多个数量级的差距。这些操作并不是在代码中被显式控制的，而是 CPU 帮助我们透明完成的，在简化编程难度的同时，却也引入了问题。也就是，如果不能良好地适应体系结构的特性，那么看似同样的算法，在常数项上就可能产生数量级的差异。而这种差异因为隐蔽性，恰恰是最容易被新工程师所忽略的。下面，我们就围绕内存访问这个话题，来盘点一下百度 C++工程师的一些『常数优化』。

要使用内存，首先就要进行内存分配。进入了 c++时代后，随着生命周期管理的便捷化，以及基于 class 封装的各种便捷容器封装的诞生，运行时的内存申请和释放变得越来越频繁。但是因为地址空间是整个进程所共享的一种资源，在多核心系统中就不得不考虑竞争问题。有相关经验的工程师应该会很快联想到两个著名的内存分配器，tcmalloc 和 jemalloc，分别来自 google 和 facebook。下面先来对比一下两者的大致原理。

针对多线程竞争的角度，tcmalloc 和 jemalloc 共同的思路是引入了线程缓存机制。通过一次从后端获取大块内存，放入缓存供线程多次申请，降低对后端的实际竞争强度。而典型的不同点是，当线程缓存被击穿后，tcmalloc 采用了单一的 page heap（简化了中间的 transfer cache 和 central cache，他们也是全局唯一的）来承载，而 jemalloc 采用了多个 arena（默认甚至超过了服务器核心数）来承载。因此和网上流传的主流评测推导原理一致，在线程数较少，或释放强度较低的情况下，较为简洁的 tcmalloc 性能稍胜过 jemalloc。而在核心数较多、申请释放强度较高的情况下，jemalloc 因为锁竞争强度远小于 tcmalloc，会表现出较强的性能优势。

一般的评测到这里大致就结束了，不过我们可以再想一步，如果我们愿意付出更多的内存到 cache 层，将后端竞争压力降下来，那么是否 tcmalloc 依然可以回到更优的状态呢？如果从上面的分析看，应该是可以有这样的推论的，而且近代服务端程序的瓶颈也往往并不在内存占用上，似乎是一个可行的方案。

不过实际调整过后，工程师就会发现，大多数情况下，可能并不能达到预期效果。甚至明明从 perf 分析表现上看已经观测到竞争开销和申请释放动作占比很小了，但是整个程序表现依然不尽如人意。

这实际上是内存分配连续性的对性能影响的体现，即线程缓存核心的加速点在于将申请批量化，而非单纯的降低后端压力。缓存过大后，就会导致持续反复的申请和释放都由缓存承担，结果是缓存中存放的内存块地址空间分布越来越零散，呈现一种洗牌效果。

体系结构的缓存优化，一般都是以局部性为标准，也就是说，程序近期访问的内存附近，大概率是后续可能被访问的热点。因此，如果程序连续申请和访问的内存呈跳跃变化，那么底层就很难正确进行缓存优化。体现到程序性能上，就会发现，虽然分配和释放动作都变得开销很低了，但是程序整体性能却并未优化（因为真正运行的算法的访存操作常数项增大）。

通过前面的分析，我们大概得到了两条关于 malloc 的核心要素，也就是竞争性和连续性。那么是否 jemalloc 是做到极致了呢？要回答这个问题，还是要先从实际的内存使用模型分析开始。

这是一个很典型的程序，核心是一组持续运行的线程池，当任务到来后，每个线程各司其职，完成一个个的任务。在 malloc 看来，就是多个长生命周期的线程，随机的在各个时点发射 malloc 和 free 请求。如果只是基于这样的视图，其实 malloc 并没有办法做其他假定了，只能也按照基础局部性原理，给一个线程临近的多次 malloc，尽量分配连续的地址空间出来。同时利用线程这一概念，将内存分区隔离，减少竞争。这也就是 tcmalloc 和 jemalloc 在做的事情了。

但是内存分配这件事和程序的边界就只能在这里了吗？没有更多的业务层输入，可以让 malloc 做的更好了吗？那么我们再从业务视角来看一下内存分配。

微服务、流式计算、缓存，这几种业务模型几乎涵盖了所有主流的后端服务场景。而这几种业务对内存的应用有一个重要的特征，就是拥有边界明确的生命周期。回退到早期的程序设计年代，其实 server 设计中每个请求单独一个启动线程处理，处理完整体销毁是一个典型的方案。即使是使用线程池，一个请求接受后从头到尾一个线程跟进完成也是持续了相当长时间的成熟设计。

而针对这种早期的业务模型，其实 malloc 是可以利用到更多业务信息的，例如线程动态申请的内存，大概率后续某个时点会全部归还，从 tcmalloc 的线程缓存调整算法中也可以看出对这样那个的额外信息其实是专门优化过的。

但是随着新型的子任务级线程池并发技术的广泛应用，即请求细分为多个子任务充分利用多核并发来提升计算性能，到 malloc 可见界面，业务特性几乎已经不复存在。只能看到持续运行的线程在随机 malloc 和 free，以及大量内存的 malloc 和 free 漂移在多个线程之间。

那么在这样 job 化的背景下，怎样的内存分配和释放策略能够在竞争性和局部性角度工作的更好呢？下面我们列举两个方案。

第一种是基础的 job arena 方案，也就是每个 job 有一个独立的内存分配器，job 中使用的动态内存注册到 job 的 arena 中。因为 job 生命周期明确，中途释放的动态内存被认为无需立即回收，也不会显著增大内存占用。在无需考虑回收的情况下，内存分配不用再考虑分块对齐，每个线程内可以完全连续。最终 job 结束后，整块内存直接全部释放掉，大幅减少实际的竞争发生。

显而易见，因为需要感知业务生命周期，malloc 接口是无法获得这些信息并进行支持的，因此实际会依赖运行时使用的容器能够单独暴露内存分配接口出来。幸运的是，在 STL 的带动下，现实的主流容器库一般都实现了 allocator 的概念，尽管细节并不统一。

例如重度使用的容器之一 protobuf，从 protobuf 3.x 开始引入了 Arena 的概念，可以允许 Message 将内存结构分配通过 Arena 完成。可惜直到最新的 3.15 版本，string field 的 arena 分配依然没有被官方支持。https://github.com/protocolbuffers/protobuf/issues/4327

但是，因为 string/bytes 是业务广为使用的类型，如果脱离 Arena 的话，实际对连续性的提升就会大打折扣。因此在百度，我们内部维护了一个 ArenaString 的 patch，重现了 issue 和注释中的表达，也就是在 Arena 上分配一个『看起来像』string 的结构。对于读接口，因为和 string 的内存表达一致，可以直接通过 const string&呈现。对于 mutable 接口，会返回一个替代的 ArenaString 包装类型，在使用了 auto 技术的情况下，几乎可以保持无缝切换。

另外一个重度使用的容器就是 STL 系列了，包括 STL 自身实现的容器，以及 boost/tbb/absl 中按照同类接口实现的高级容器。从 C++17 开始，STL 尝试将之前混合在 allocator 中的内存分配和实例构造两大功能进行拆分，结果就是产生了 PMR（Polymorphic Memory Resouce）的概念。在解耦了构造器和分配器之后，程序就不再需要通过修改模板参数中的类型，来适应自己的内存分配方法了。其实 PMR 自身也给出了一种连续申请，整体释放的分配器实现，即 monotonic_buffer_resource，但是这个实现是非线程安全的。

结合上面两个内存分配器的概念，在实际应用中，我们利用线程缓存和无锁循环队列（降低竞争），整页获取零散供给（提升连续）实现了一个 SwissMemoryResource，通过接口适配统一支持 STL 和 protobuf 的分配器接口。最终通过 protocol 插件集成到 brpc 中，在百度，我们可以如下使用：

babylon::ReusableRPCProtocol::register_protocol();
::baidu::rpc::ServerOptions options;
options.enabled_protocols="baidu_std_reuse";


class SomeServiceImpl : public SomeService{
public:
    // request和response本身采用了请求级别的memory resource来分配
    virtual void some_method(google::protobuf::RpcController* controller,
            const SomeRequest* request,
            SomeResponse* response,
            google::protobuf::Closure* done){
        baidu::rpc::ClosureGuard guard(done);
        // 通过转换到具体实现来取得MemoryResource
        auto* closure=static_cast<babylon::ReusableRPCProtocol::Closure*>(done);
        auto& resource=closure->memory_resource();
        // 做一些请求级别的动态容器
        std::pmr::vector<std::pmr::string> tmp_vector(&resource);
        google::protobuf::Arena::CreateMessage<SomeOtherMessage>(&(Arena&)resource);
        ...
        // done->Run时请求级内存整体释放
    }
};

更复杂一些的是 job reserve 方案，在 job arena 的基础上，结合了 job 结束后不析构中间结构，也不释放内存，转而定期进行紧凑重整。这就进一步要求了中间结构是可以在保留内存的情况下完成重置动作的，并且能够进行容量提取，以及带容量重新构建的功能。这里用 vector<string>为例解释一下：

和典型的 vector 处理主要不同点是，在 clear 或者 pop_back 等操作缩减大小之后，内容对象并没有实际析构，只是清空重置。

因此，再一次用到这个槽位的时候，可以直接拿到已经构造好的元素，而且其 capacity 之内的内存也依然持有。可以看到反复使用同一个实例，容器内存和每个元素自身的 capacity 都会逐渐趋向于饱和值，反复的分配和构造需求都被减少了。了解过 protobuf 实现原理的工程师可以对照参考，这种保留实例的 clear 动作，也是 protobuf 的 message 锁采用的方法。

不过关注到之前提过局部性的工程师可能会发现，尽管分配需求降低了，但是最终饱和态的内存分布在连续性上仍不理想，毕竟中途的动态分配是按需进行，而未能参考局部性了。因此容器还需要支持一个动作，也就是重建。

也就是，当重复利用多次，发生了较多临时申请之后，需要能够提取出当前的容量 schema，在新的连续空间中做一次原样重建，让内存块重新回归连续。

通过分析 malloc 的性能原理，引入这两种细粒度的内存分配和管理方案，可以在更小的竞争下，得到更好的内存连续性。

在实测中，简单应用做到 job arena 一般就可以取得大部分性能收益，一般能够达到倍数级提升，在整体服务角度也能够产生可观测的性能节省。而 job reserve，虽然可以获得进一步地性能提升，但一方面是因为如果涉及非 protobuf 容器，需要实现自定义的 schema 提取和重建接口，另一方面趋于饱和的 capacity 也会让内存使用增大一些。引入成本会提高不少，因此实际只会在性能更为紧要的环节进行使用。

内存分配完成后，就到了实际进行内存访问的阶段了。一般我们可以将访存需求拆解到两个维度，一个是单线程的连续访问，另一个是多个线程的共享访问。下面就分拆到两个部分来分别谈谈各个维度的性能优化方法。

一般来说，当我们要执行大段访存操作时，如果访问地址连续，那么实际效率可以获得提升。典型例如对于容器遍历访问操作，数组组织的数据，相比于比链表组织的数据，一般会有显著的性能优势。其实在内存分配的环节，我们引入的让连续分配（基本也会是连续访问）的空间地址连续性更强，也是出于这一目的。

那么下面我们先来看一看，连续性的访问产生性能差异的原理是什么。

这里以 Intel CPU 为例来简要描述一下预取过程。详见：https://www.intel.com/content/dam/www/public/us/en/documents/manuals/64-ia-32-architectures-optimization-manual.pdf当硬件监测到连续地址访问模式出现时，会激活多层预取器开始执行，参考当前负载等因素，将预测将要访问的数据加载到合适的缓存层级当中。这样，当后续访问真实到来的时候，能够从更近的缓存层级中获取到数据，从而加速访问速度。因为 L1 容量有限，L1 的硬件预取步长较短，加速目标主要为了提升 L2 到 L1，而 L2 和 LLC 的预取步长相对较长，用于将主存提升到 cache。

在这里局部性概念其实充当了软硬件交互的某种约定，因为程序天然的访问模式总有一些局部性，硬件厂商就通过预测程序设计的局部性，来尽力加速这种模式的访问请求，力求做到通用提升性能。而软件设计师，则通过尽力让设计呈现更多的局部性，来激活硬件厂商设计的优化路径，使具体程序性能得到进一步优化。某种意义上讲，z 不失为一个相生相伴的循环促进。

这里通过一个样例来验证体现一下如何尊重局部性，以及局部性对程序的影响。

// 设计一块很大的存储区域用于存储固定维度的浮点向量
// vecs中存储每个浮点向量的起始地址
std::vector<float> large_memory_buffer;
std::vector<float*> vecs;


std::shuffle(vecs.begin(), vecs.end(), random_engine);


for (size_t i=0; i < vecs.size(); ++i){
    __builtin_prefetch(vecs[i + step]);
    dot_product(vecs[i], input);
}

这是一个推荐/搜索系统中常见的内积打分场景，即通过向量计算来进行大规模打分。同样的代码，依据 shuffle 和 prefetch 存在与否，产生类似如下的表现：

1. shuffle & no prefetch：44ms
2. shuffle & prefetch：36ms
3. shuffle & no prefetch：13ms
4. shuffle & prefetch：12ms

从 1 和 3 的区别可以看出，完全相同的指令，在不同的访存顺序下存在的性能差距可以达到倍数级。而从 1 和 2 的区别可以看出，手动添加预取操作后，对性能有一定改善，预期更精细地指导预取步长和以及 L1 和 L2 的分布还有改善空间。不过指令执行周期和硬件效率很难完备匹配，手动预取一般用在无法改造成物理连续的场景，但调参往往是一门玄学。最后 3 和 4 可以看出，即使连续访存下，预取依然有一些有限的收益，推测和硬件预取无法跨越页边界造成的多次预测冷启动有关，但是影响已经比较微弱了。

最具备指导意义的可能就是类似这个内积打分的场景，有时为了节省空间，工程师会将程序设计为，从零散的空间取到向量指针，并组成一个数组或链表系统来管理。天然来讲，这样节省了内存的冗余，都引用向一份数据。但是如果引入一些冗余，将所需要的向量数据一同拷贝构成连续空间，对于检索时的遍历计算会带来明显的性能提升。

提到并发访问，可能要先从一个概念，缓存行（cache line）说起。

为了避免频繁的主存交互，其实缓存体系采用了类似 malloc 的方法，即划分一个最小单元，叫做缓存行（主流 CPU 上一般 64B），所有内存到缓存的操作，以缓存行为单位整块完成。

例如对于连续访问来说第一个 B 的访问就会触发全部 64B 数据都进入 L1，后续的 63B 访问就可以直接由 L1 提供服务了。所以并发访问中的第一个问题就是要考虑缓存行隔离，也就是一般可以认为，位于不同的两个缓存行的数据，是可以被真正独立加载/淘汰和转移的（因为 cache 间流转的最小单位是一个 cache line）。

典型的问题一般叫做 false share 现象，也就是不慎将两个本无竞争的数据，放置在一个缓存行内，导致因为体系结构的原因，引入了『本不存在的竞争』。这点在网上资料比较充足，例如 brpc 和 disruptor 的设计文档都比较详细地讲解了这一点，因此这里就不再做进一步的展开了。

排除了 false share 现象之后，其余就是真正的共享问题了，也就是确实需要位于同一个缓存行内的数据（往往就是同一个数据），多个核心都要修改的场景。由于在多核心系统中 cache 存在多份，因此就需要考虑这多个副本间一致性的问题。这个一致性一般由一套状态机协议保证（MESI 及其变体）。

大体是，当竞争写入发生时，需要竞争所有权，未获得所有权的核心，只能等待同步到修改的最新结果之后，才能继续自己的修改。这里要提一下的是有个流传甚广的说法是，因为缓存系统的引入，带来了不一致，所以引发了各种多线程可见性问题。

这么说其实有失偏颇，MESI 本质上是一个『一致性』协议，也就是遵守协议的缓存系统，其实对上层 CPU 多个核心做到了顺序一致性。比如对比一下就能发现，缓存在竞争时表现出来的处理动作，其实和只有主存时是一致的。

只是阻塞点从竞争一个物理主存单元的写入，转移到了虽然是多个缓存物理单元，但是通过协议竞争独占上。不过正因为竞争阻塞情况并没有缓解，所以 cache 的引入其实搭配了另一个部件也就是写缓冲（store buffer）。

注：写缓存本身引入其实同时收到乱序执行的驱动。

写缓冲的引入，真正开始带来的可见性问题。

以 x86 为例，当多核发生写竞争时，未取得所有权的写操作虽然无法生效到缓存层，但是可以在改为等待在写缓冲中。而 CPU 在一般情况下可以避免等待而先开始后续指令的执行，也就是虽然 CPU 看来是先进行了写指令，后进行读指令，但是对缓存而言，先进行的是读指令，而写指令被阻塞到缓存重新同步之后才能进行。要注意，如果聚焦到缓存交互界面，整体依然是保证了顺序一致，但是在指令交互界面，顺序发生了颠倒。这就是典型的 StoreLoad 乱序成了 LoadStore，也是 x86 上唯一的一个乱序场景。而针对典型的 RISC 系统来说（arm/power），为了流水线并行度更高，一般不承诺写缓冲 FIFO，当一个写操作卡在写缓冲之后，后续的写操作也可能被先处理，进一步造成 StoreStore 乱序。

写缓冲的引入，让竞争出现后不会立即阻塞指令流，可以容忍直到缓冲写满。但因为缓存写入完成需要周知所有 L1 执行作废操作完成，随着核心增多，会出现部分 L1 作废长尾阻塞写缓冲的情况。因此一些 RISC 系统引入了进一步的缓冲机制。

进一步的缓冲机制一般叫做失效队列，也就是当一个写操作只要将失效消息投递到每个 L1 的失效队列即视为完成，失效操作长尾不再影响写入。这一步改动甚至确实地部分破坏了缓存一致性，也就是除非一个核心等待当前失效消息排空，否则可能读取到过期数据。

到这里已经可以感受到，为了对大量常规操作进行优化，近代体系结构设计中引入了多个影响一致性的机制。但是为了能够构建正确的跨线程同步，某些关键节点上的一致性又是必不可少的。

因此，配套的功能指令应运而生，例如 x86 下 mfence 用于指导后续 load 等待写缓冲全部生效，armv8 的 lda 用于确保后续 load 等待 invalid 生效完成等。这一层因为和机型与指令设计强相关，而且指令的配套使用又能带来多种不同的内存可见性效果。这就大幅增加了工程师编写正确一致性程序的成本，而且难以保证跨平台可移植。于是就到了标准化发挥作用的时候了，这个关于内存一致性领域的标准化规范，就是内存序（memory order）。

作为一种协议机制，内存序和其他协议类似，主要承担了明确定义接口层功能的作用。体系结构专家从物理层面的优化手段中，抽象总结出了多个不同层级的逻辑一致性等级来进行刻画表达。这种抽象成为了公用边界标准之后，硬件和软件研发者就可以独立开展各自的优化工作，而最终形成跨平台通用解决方案。

对于硬件研发者来说，只要能够最终设计一些特定的指令或指令组合，支持能够实现这些内存序规范的功能，那么任意的设计扩展原理上都是可行的，不用考虑有软件兼容性风险。同样，对于软件研发者来说，只要按照标准的逻辑层来理解一致性，并使用正确的内存序，就可以不用关注底层平台细节，写出跨平台兼容的多线程程序。

内存序在官方定义里，是洋洋洒洒一大篇内容，为了便于理解，下面从开发程序须知角度，抽出一些简洁精炼的概念（虽不是理论完备的）来辅助记忆和理解。

首先来看看，内存序背后到底发生了啥。

int payload=0;
int flag=0;
void normal_writer(int i){
  payload=flag + i;
  flag=1;
}
int normal_reader(){
  while (flag==0){
  }
  return payload;
}

在这个样例中可以看到，在编译层，默认对于无关指令，会进行一定程度的顺序调整（不影响正确性的前提下）。另一方面，编译器默认可以假定不受其他线程影响，因此同一个数据连续的多次内存访问可以省略。

下面看一下最基础的内存序等级，relaxed。

int payload=0;
std::atomic<int> flag{0};
void relaxed_writer(int i){
    payload=flag.load(std::memory_order_relaxed) + i;
    flag.store(1, std::memory_order_relaxed);
}
int relaxed_reader(){
    while (flag.load(std::memory_order_relaxed)==0){
    }
    return payload;
}

在使用了基础的内存序等级 relaxed 之后，编译器不再假设不受其他线程影响，每个循环都会重新加载 flag。另外可以观测到 flag 和 payload 的乱序被恢复了，不过原理上 relaxed 并不保证顺序，也就是这个顺序并不是一个编译器的保证承诺。总体来说，relaxed 等级和普通的读写操作区别不大，只是保证了对应的内存访问不可省略。

更进一步的内存序等级是 consume-release，不过当前没有对应的实现案例，一般都被默认提升到了下一个等级，也就是第一个真实有意义的内存序等级 acquire-release。先从原理上讲，一般可以按照满足条件/给出承诺的方式来简化理解，即：

要求：对同一变量 M 分别进行写（release）A 和读（acquire）B，B 读到了 A 写入的值。承诺：A 之前的所有其他写操作，对 B 之后的读操作可见。实际影响：涉及到的操作不会发生穿越 A/B 操作的重排；X86：无额外指令；ARMv8：A 之前排空 store buffer，B 之后排空 invalid queue，A/B 保序；ARMv7&Power：A 之前全屏障，B 之后全屏障。

int payload=0;
std::atomic<int> flag{0};
void release_writer(int i){
    payload=flag.load(std::memory_order_relaxed) + i;
    flag.store(1, std::memory_order_release);
}
int acquire_reader(){
    while (flag.load(std::memory_order_acquire)==0){
    }
    return payload;
}

由于 x86 默认内存序不低于 acquire-release，这里用 ARMv8 汇编来演示效果。可以看出对应指令发生了替换，从 st/ld 变更到了 stl/lda，从而利用 armv8 的体系结构实现了相应的内存序语义。

再进一步的内存序，就是最强的一级 sequentially-consistent，其实就是恢复到了 MESI 的承诺等级，即顺序一致。同样可以按照满足条件/给出承诺的方式来简化理解，即：

• 要求：对两个变量 M，N 的（Sequentially Consistent）写操作 Am，An。在任意线程中，通过（Sequentially Consistent）的读操作观测到 Am 先于 An。
• 承诺：在其他线程通过（Sequentially Consistent）的读操作 B 也会观测到 Am 先于 An。
• 实际影响：

1. X86：Am 和 An 之后清空 store buffer，读操作 B 无额外指令；
2. ARMv8：Am 和 An 之前排空 store buffer， B 之后排空 invalid queue，A/B 保序；
3. ARMv7：Am 和 An 前后全屏障，B 之后全屏障；
4. POWER：Am 和 An 前全屏障，B 前后全屏障。

值得注意的是，ARMv8 开始，特意优化了 sequentially-consistent 等级，省略了全屏障成本。推测是因为顺序一致在 std::atomic 实现中作为默认等级提供，为了通用意义上提升性能做了专门的优化。

先给出一个基本测试的结论，看一下一组对比数据：

1. 多线程竞争写入近邻地址 sequentially-consistent：0.71 单位时间
2. 多线程竞争写入近邻地址 release：0.006 单位时间
3. 多线程竞争写入 cache line 隔离地址 sequentially-consistent：0.38 单位时间
4. 多线程竞争写入 cache line 隔离地址 release：0.02 单位时间

这里可以看出，做 cache line 隔离，对于 sequentially-consistent 内存序下，有一定的收益，但是对 release 内存序，反而有负效果。这是由于 release 内存序下，因为没有强内存屏障，写缓冲起到了竞争缓解的作用。而在充分缓解了竞争之后，因为 cache line 隔离引入了相同吞吐下更多 cache line 的传输交互，反而开销变大。

在这个信息指导下，我们在实现无锁队列时，采用了循环数组 + 分槽位版本号的模式来实现。因为队列操作只需要 acquire-release 等级，分槽位版本号间无需采用 cache line 隔离模式设计，整体达到了比较高的并发性能。

原文地址：百度C++工程师的那些极限优化（内存篇）

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