三、多核原子操作
cas原子（atomic）：是「不能被進一步分割的最小粒子」，而原子操作（atomic operation）意為「不可被中斷的乙個或一系列操作」。
併發：單核cpu上，當多個執行緒在在操作時，把cpu執行時間劃分為若干時間段，再將時間段分配給各個執行緒執行，在乙個時間段的執行緒**執行時，其他執行緒處於掛起狀態。
並行：多核cpu上，當乙個核心處理器執行乙個執行緒時，另乙個核心處理器可以同時個執行緒。
總結：
單cpu計算機中程序只能是併發，多cpu計算機中程序可以並行。
單cpu單核計算機中線程只能併發，單cpu多核計算機中線程可以並行。
c語言語句「count++;」在未經編譯器優化時生成的彙編**為。
當作業系統內存在多個程序同時執行這段**時，就可能帶來併發問題。
假設count變數初始值為0。程序1執行完「mov eax, [count]」後，暫存器eax內儲存了count的值0。此時，程序2被排程執行，搶占了程序1的cpu的控制權。程序2執行「count++;」的彙編**，將累加後的count值1寫回到記憶體。然後，程序1再次被排程執行，cpu控制權回到程序1。程序1接著執行，計算count的累加值仍為1，寫回到記憶體。雖然程序1和程序2執行了兩次「count++;」操作，但是count實際的記憶體值為1，而不是2！
解決這個問題的方法是，將「count++;」語句翻譯為單指令操作：
intel x86指令集支援記憶體運算元的inc操作，這樣「count++;」操作可以在一條指令內完成。因為程序的上下文切換是在總是在一條指令執行完成後，所以不會出現上述的併發問題。對於單處理器來說，一條處理器指令就是乙個原子操作。
在多處理器的環境下，例如smp架構，這個結論不再成立。我們知道「inc [count]」指令的執行過程分為三步：
1）從記憶體將count的資料讀取到cpu。
2）累加讀取的值。
3）將修改的值寫回count記憶體。
這又回到前面併發問題類似的情況，只不過此時併發的主題不再是程序，而是處理器。
核心1核心1
mov eax,[count]
處理處理
mov eax,[count]
處理inc eax
處理mov [count]，eax
inc eax
處理mov [count]，eax
處理intel x86指令集提供了指令字首lock用於鎖定前端序列匯流排（fsb），保證了指令執行時不會受到其他處理器的干擾。
使用lock指令字首後，處理器間對count記憶體的併發訪問（讀/寫）被禁止，從而保證了指令的原子性。當乙個cpu核執行乙個執行緒去訪問資料做操作的時候，它會向匯流排上傳送乙個lock訊號，此時其他的執行緒想要去請求主記憶體的時候，就會被阻塞，這樣該處理器核心就可以獨享這個共享記憶體，而且釋放鎖後，會呼叫smp_mb invalide，使其他核心的快取失效。
一般而言，從高層往底層走，儲存裝置變得更慢、更便宜和更大。在最高層（l0），是少量快速的cpu暫存器，cpu可以在乙個時鐘週期內訪問它們。接下來是乙個或多個小型到中興的基於sram的快取記憶體儲存器，可以在幾個cpu時鐘週期內訪問它們。然後是乙個大的基於dram的主存，可以在幾十到幾百個時鐘週期內訪問它們。接下來是慢速但容量很大的本地磁碟。最後，有些系統甚至包括了一層附加的遠端伺服器上的磁碟，要通過網路來訪問他們。
在多核cpu中，每個核心（core）獨享l0、l1、l2儲存器，共享其他的儲存器。
由於存在快取區，有可能出現快取區資料不一致的情況。例如，有乙個變數a=0，現在起兩個執行緒都對變數a執行加一操作，假如兩個執行緒分別在兩個核心執行，開始時兩個核心都把a的值0存到了自己的快取中。執行緒1從自己的快取區讀取a的值0，加1後寫入主記憶體。執行緒2也是從自己的快取區讀取a的值0，加1後寫入主記憶體。最後a的值是1，而不是2。
當某核心對其快取中的資料進行了操作之後，就通知其他核心放棄儲存在它們內部的對應的快取，或者從主記憶體中重新讀取此資料。快取一致性主要是通過mesi協議實現
mesi協議
mesi：快取行（快取的基本單位，在intel的cpu上一般為64位元組）的4種狀態（modified、exclusive、 share or invalid）的縮寫。該協議要求在每個快取行上維護兩個狀態位，使得每個資料單位可能處於m、e、s和i這四種狀態之一，協議各種狀態含義如下：
m：被修改的。處於這一狀態的資料，只在本cpu中有快取資料，而其他cpu中沒有。同時其狀態相對於記憶體中的值來說，是已經被修改的，且沒有更新到記憶體中。
e：獨佔的。處於這一狀態的資料，只有在本cpu中有快取，且其資料沒有修改，即與記憶體中一致。
s：共享的。處於這一狀態的資料在多個cpu中都有快取，且與記憶體一致。
i：無效的。本cpu中的這份快取已經無效
每個core的cache控制器不僅知道自己的讀寫操作，也監聽其它cache的讀寫操作，核心的讀取會遵循幾個原則：
乙個處於m狀態的快取行，必須時刻監聽所有試圖讀取該快取行對應的主存位址的操作，如果監聽到，則必須在此操作執行前把其快取行中的資料寫回主記憶體。
乙個處於s狀態的快取行，必須時刻監聽使該快取行無效或者獨享該快取行的請求，如果監聽到，則必須把其快取行狀態設定為i。
乙個處於e狀態的快取行，必須時刻監聽其他試圖讀取該快取行對應的主存位址的操作，如果監聽到，則必須把其快取行狀態設定為s。
當核心需要讀取資料時，圖見下方，如果其快取行的狀態是i的，則需要從記憶體中讀取，並把自己狀態變成s，如果不是i，則可以直接讀取快取中的值，但在此之前，必須要等待其他cpu的監聽結果，如其他cpu也有該資料的快取且狀態是m，則需要等待其把快取更新到記憶體之後，再讀取。
當核心需要寫資料時，只有在其快取行是m或者e的時候才能執行，否則需要發出特殊的rfo指令(read or ownership，這是一種匯流排事務)，通知其他核心置快取無效(i)，這種情況下效能開銷是相對較大的。在寫入完成後，修改其快取狀態為m。
ps：並非所有情況都會使用快取一致性的，
被操作的資料不能被快取在處理器內部或運算元據跨越多個快取行，處理器會呼叫匯流排鎖定
有些處理器不支援快取行鎖定，只能用匯流排鎖定，比如說奔騰486以及更老的cpu
cas（compare and swap），cas記錄原來記憶體中的值old，和將要修改的值new。cas會檢測現在記憶體中的值now,如果now和old一致，則說明沒有別的cpu進行了記憶體修改，執行new值的更新。如果new和old值不等，則說明值已被修改，丟棄new值。
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