go 一个线程写, 另外一个线程读, 为什么不能保证最终一致性?

编译器是可以优化的, 并且没有 memory barrier

`go run -race a.go` 就能看到预期变化了

@wkc 确实,还没这么用过

@Monad 我看了一下汇编代码, 确实是被编译器编译掉了, 他可能认为`i`没有变化, 根本没有 Add 过.

没有 volatile , 这个怎么解决

@Monad 再请教一下啊, 内存屏障和 cache 一致性有关系吗? 网上说写屏障会发消息让其他 cache 失效, 如果不设置屏障, 难道不会达成最终一致性吗?

@zsxzy go 用更上一层的读写锁

@xiadada #6 在 i386 和 x86_64 上应该是会的 其它架构我就不清楚了 这里的主要原因其实还是没有屏障导致编译器优化掉了

@wkc 请教一下，这里的“-race ”做了什么神奇的操作导致 i 发生了变化？

看不懂……有没有人详细解释一下

按按 go tour 的说法有两种方式
一种是 chan
一种是 把你的变量和锁放在一个结构体里面

搬运一篇文章
https://www.cnblogs.com/yjf512/p/5144211.html

需要一个 compiler 屏障就行了呗

没看懂这个 lock 定义在这干啥。。。

@scnace +1 同样没看懂

@polythene
楼主发的代码包含 data race，-race 打开了 data race detector，用来检查这个错误，为了检查错误关了相关的编译器优化

@lostsquirrelX
变量和锁不用放在一个结构体里，随便怎么放都行

曾经有一个和这事相关的 bug
https://github.com/golang/go/issues/19182

https://golang.org/doc/articles/race_detector.html 其实 Go 文档还是挺详细的。。。

在 i +=1 下面添加一行 runtime.Gosched() 结果就是你期望的

volatile

gcc 有一个__sync_add_and_fetch 就主要用了 memory fence 和 instruction reorder 技术来保证 memory model 的一致性。

@yangxin0
mov i, %eax
add %eax, 1
mov %eax, I

@tempdban 噗写漏了。

内存屏障是解决顺序一致性的问题，怎么到了楼上的说法怎么全是解决 cache 一致性了。

@yangxin0 内存屏障不是解决 cache 一致性问题的

我的理解他这个问题就是一个顺序一致性问题，读 thread 读取 i 的时候，写 thread 可能正在进行一个非原子的+=1，这里就出现不一致。

有 race 的 Go 程序的行为是未定义行为，理论上出现什么情况都是正常的，你这个示例程序极好地显示了这一点。所以讨论为什么出现这种现象实际上没有任何意义，不要依赖这种行为。理论上这个程序一运行就自动打开一个游戏也是合理的，好像有一个版本的 GCC 对待未定义行为就是这样做的。

@CRVV 大牛~

@tempdban 是对的。x86 的 mfence 只解决 read-after-write 可能出现的 speculative/reorder 的情景，用于保证 sequential consistency。至于 @yangxin0 说的，跟 sequential consistency 没有关系，而且“另一个读取 print i 的时候可能在 mov 之后也可能在 add 之后”是完全合适也正确的访存行为。

@yangxin0 看来我说的不够详细，内存屏障是解决 LOAD/STORE 乱序的问题。
例如这种情况：
a = (char *) melloc();
dev.buff = a;
mb();
dev.flag = 1;
很好理解吧，填 buff，置 flag。
另一个线程发现 dev.flag == 1 就开始取 buff。
但是 cpu 的执行单元是乱序的（注意：假定编译器得到的顺序是对的，这里还有个 Optimization Barrier 的问题），如果不加屏障就可能是这样：
dev.flag = 1;
dev.buff = a;
另一个线程发现 flag 置 1 了去读 buff，此时 buff 指针可能还没来得及填，直接一个段错误歇菜了。
内存屏障实际作用是：保证 MFENCE 指令前的 LOAD/STORE，一定在 MFENCE 指令之后的 LOAD/STORE 指令之前完成。
回到你的理解：
写 thread 可能正在进行一个非原子的+=1
首先他只有一个线程在加，就算不是原子加那也不会影响别人读数，最多读的不是准确值，但是绝不会一直是 0。
要是有多个线程再加同一个数，就算不是原子加，最后肯定有 core 会成功写到 cache 上的，也不会一直是 0。

题主说的真没错，不是什么高深的问题，就仅仅是编译器把
i += 1
给优化掉了。
仅此而已。

@tempdban 唉，前面还说你结论是对的。你的这个例子确实是错的，你这里两个都是 store，x86 的 TSO 是保证 store 顺序的，所以另一个线程看到了 flag==1 一定能看到 buff==a，因为 store buffer 是按顺序刷到 cache 里去的。正确的关于 mfence 的例子应该是:
Thread 1:
a = 1
// mfence
if (b == 0) {
enter_critical_section()
}

Thread 2:
b = 1
// mfence
if (a == 0) {
enter_critical_section()
}

如果不加 fence，则会出现两个线程同时进入 critical section 的情景，这是 Dijkstra 最早提出的 mutex 方法。

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当然我们都走远了，题主的问题是一个简单的问题。

@tempdban 抱歉，应该说在 x86 下你的例子是不会跑错的，因为 TSO。在 ARM 下你的例子应该就是合适的。

@styx 是我考虑的不仔细，随手写的确实没考虑 x86 STORE 保序的问题。

@styx 你不说我还真记不起来 TSO 这个事，得好好谢谢你。

@tempdban 其实也不是记着 tso，因为 x86 的 tso 只允许 R-A-W 这一种 reorder，所以这种 sequential consistency violation 的例子是比较唯一的，就是各种 mutex 嘛。反倒是理解 store buffer 和 speculation execution 比较重要。

@styx
@tempdban 多谢回复，我再去看看相关资料。

@cholerae 是的, 我在 https://stackoverflow.com 也问了这个问题, 就被他们这么教育了, 我对未定义行为的认识不够, 不过了解一下到底为什么这种未定义之后, 到底发生了什么, 为什么会这样, 还是挺好玩的, 要不然难受的慌.

@xiadada 为什么都在关心 happens before...？ happens before 发生在 i =0; x= i * 4; 值有依赖的情况，@CRVV 发的 github 才是正解啊，修 bug 前这个 routine 直接没有被调度到

@conoha 不是一码事啊老哥, 用 atomic 还打印 0 说明是程序 bug. 我没有用, 会出现竞态, 编译器直接把 Add 这个操作优化没了. 不是没有调度的问题

```
package main

import (
"fmt"
"os"
"runtime"
"time"
)

var a uint64 = 0

func main() {
runtime.GOMAXPROCS(runtime.NumCPU())
fmt.Println(runtime.NumCPU(), runtime.GOMAXPROCS(0))

go func() {
for {
a += 1
// just do something
_ = make(chan os.Signal)
}
}()

for {
fmt.Println(a)
time.Sleep(time.Second)
}
}

```
加一句 make, 就可以不是 0 了, 难道加了 make 就会解决调度问题?

Looking at the assembly, the increment (and in fact the whole for loop) has been (over-)optimized away.

for 循环当作 dead code 优化掉了

@xiadada 能贴个 stackoverflow 的链接吗？