这段代码来自Pintos源码:https://www.cs.usfca.edu/本森/cs326/平托一家都/平托一家都/src/线程/synch.c
void
sema_down (struct semaphore *sema)
{
enum intr_level old_level;
ASSERT (sema != NULL);
ASSERT (!intr_context ());
old_level = intr_disable ();
while (sema->value == 0)
{
list_push_back (&sema->waiters, &thread_current ()->elem);
thread_block ();
}
sema->value--;
intr_set_level (old_level);
}
获取信号量的事实是sema->value--;。如果它工作，它一定是一个原子操作。我们怎么知道它实际上是原子操作呢?我知道现代CPU保证对齐内存操作(对于字/双字/四字-这取决于)是原子的。但是，在这里，我不相信为什么它是原子的。
TL:DR:如果您在UP系统上禁用中断，只要您不计算使用DMA观察内存的系统设备，那么任何事情都是原子的。
注意操作周围的intr_disable ();/intr_set_level (old_level);
现代CPU保证对齐内存操作是原子的
对于多线程观察者，这只适用于单独的加载或存储，而不是读-修改-写操作。
对于原子的东西，我们必须考虑我们关心的潜在观察者。重要的是，没有任何可以观察到操作已经部分发生。实现这一目标的最直接的方法是使操作在物理/电气上是瞬时的，并同时影响所有比特(例如，并行总线上的负载或存储从未开始到完成在时钟周期的边界，所以它是原子的"免费的";直到平行总线的宽度)。这对于读-修改-写操作是不可能的，我们能做的最好的事情就是阻止观察者在load和store之间寻找。
我对x86上原子性的回答以不同的方式解释了同样的事情，关于原子的含义。
在单处理器(UP)系统中，唯一的异步观察者是其他系统设备(例如DMA)和中断处理程序。如果我们可以排除非cpu观察者对信号量的写入，那么我们关心的只是中断的原子性。
这段代码采用了简单的方法并禁用了中断。这是没有必要的(或者至少如果我们用asm写的话，这是没有必要的)。
中断是在两个指令之间处理的，而不是在指令中间。机器的体系结构状态要么包含内存减量，要么不包含，因为dec [mem]要么运行，要么不运行。我们实际上不需要lock dec [mem]。
顺便说一句，这是没有lock前缀的cmpxchg的用例。我过去总是想知道为什么他们不直接把lock隐式地放在cmpxchg中，原因是UP系统通常不需要lock前缀。
此规则的例外是可以记录部分进度的可中断指令，如rep movsb或vpgather/vpscatter 参见执行中间中断指令。这些指令不会是原子wrt。即使唯一的观察者是同一核心上的其他代码，也会中断。只有一次rep whatever的迭代，或者一个元素的聚集或分散，将发生或不发生。
大多数SIMD指令不能记录部分进度，所以例如vmovdqu ymm0, [rdi]要么完全发生，要么根本不发生在它运行的核心的PoV上。(当然不能保证原子强度。系统中的其他观察者，如DMA或MMIO，或其他核心。这时，正常的load/store原子性保证就起作用了。
没有可靠的方法来确保编译器发出dec [value]而不是像这样:
mov eax, [value]
;; interrupt here = bad
dec eax
;; interrupt here = bad
mov [value], eax
ISO C11/c++ 11没有提供关于信号处理程序/中断的请求原子性的方法，但没有提供其他线程。他们确实提供了atomic_signal_fence作为编译器屏障(而不是thread_fence作为屏障wrt)。其他线程/内核)，但是屏障不能创建原子性，只能控制顺序wrt。其他操作。
C11/c++ 11 volatile sig_atomic_t确实考虑到了这个想法，但它只提供了独立加载/存储的原子性，而不是RMW。它是x86 Linux上int的类型定义。
在特定的实现中，gcc -Wa,-momit-lock-prefix=yes将省略所有锁前缀。这对于单线程代码或单处理器机器是安全的，如果您的代码不包含需要在MMIO位置上执行原子RMW的设备驱动程序硬件访问，或者使用虚拟lock add作为更快的mfence。
但是这在需要在SMP机器上运行的多线程程序中是不可用的，如果您在线程之间以及线程和信号处理程序之间有一些原子rmw。