struct tagged_ptr
tagged_ptr( t * p ): ptr(p), tag(0) {}
tagged_ptr( t * p, unsigned
int n ): ptr(p), tag(n){}
t * operator->() const };
標籤作為乙個版本號，隨著標籤指標上的每次cas運算增加，並且只增不減。一旦需要從容器中非物理地移除某個元素，就應將其放入乙個放置空閒元素的列表中。在空閒元素列表中，邏輯刪除的元素完全有可能被再次呼叫。因為是無鎖資料結構，乙個執行緒刪除x元素，另外乙個執行緒依然可以持有標籤指標的本地副本，並指向元素字段。因此需要乙個針對每種t型別的空閒元素列表。多數情況下，將元素放入空閒列表中，意味著呼叫這個t型別資料的析構函式是非法的（考慮到並行訪問，在析構函式運算的過程中，其它執行緒是可以讀到此元素的資料）。
template struct node ;
template class msqueue
void enqueue( t const& value )
e11: } else
}} // end loop
// trying to relocate tail to the inserted element
e13: cas(&m_tail, tail, tagged_ptr(pnode, tail.tag+1));
}bool dequeue( t& dest )
// tail isn』t at the last element
// trying to move tail forward
d9: cas(&m_tail, tail, tagged_ptr(next.ptr, tail.tag+1>));
d10: } else
}} // end of loop
// deallocate the old dummy node
d14: m_freelist.add(head.ptr);
d15: return true; // the result is in dest
}
每個執行緒都將自己正在訪問其不希望被釋放的記憶體物件儲存在plist中，使用完取出。
當任何執行緒刪除記憶體物件，把物件放入dlist。
當dlist中元素數量達到閾值，掃瞄dlist和plist，真正釋放在dlist中有而所以plist中沒有的元素。
template t>
void queue::enqueue(const t &data)
next = t->next;
if (next)
if (__sync_bool_compare_and_swap(&t->next, null, node))
} __sync_bool_compare_and_swap(&tail_, t, node);
}template t>
bool queue::dequeue(t &data)
t = tail_;
next.acquire(&h->next);
asm volatile("" ::: "memory");
if (head_ != h)
if (!next)
if (h == t)
data = next->data;
if (__sync_bool_compare_and_swap(&head_, h, next))
} /* h->next = (qnode *)1; // bad address, it's a trap! */
/* delete h; */
hazard_mgr_.retirenode(h);
return true;
}
再論 無鎖資料結構（下）
上回說到實現了乙個無鎖的 wrrm 的指標保護演算法，但存在乙個問題是 寫執行緒在更新指標之後，更新游離物件引用計數之前，被強制殺死，會造成讀取執行緒的活鎖，這有悖乙個原則 好像叫什麼 寫無關原則 即使乙個執行緒崩潰也不該對其他執行緒造成太大影響 當然，所有執行緒全部被殺的話，啥演算法都玩完 下面的...
基於鎖的併發資料結構
可以使用細粒度的鎖來減小佇列的臨界區，這裡使用了乙個dummy node用來進一步減小鎖的臨界區。若要判斷佇列是否為空，只需要執行下述判斷 head.get get tail 請注意，因為在進行push的時候需要修改tail，所以對tail的訪問和修改都需要進行加鎖。這裡使用get tail來封裝這...
資料結構無頭單鏈表
template class slist node t data node head node tail int size public slist 複製建構函式 slist const slist sl slist 尾插 void slistpushback t data 尾刪 void slis...