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x86和arm在原子操作上有些差别，下面一代码的形式来说明区别：
首先比较单核：
由于x86是CISC指令集，允许在一条指令里进行两次内存操作，所以对i++,i__这些操作在单核条件下是原子，当然必须得是显示使用addl r,%1这种，就可在一条指令里完成读，写操作。
而arm属于RISC指令集，在一次指令执行期间只能有一次内存操作，所以像i++,i--这些需要先读取内存值然后赋值的操作，在arm架构下没法一条指令完成，所以就不满足原子操作，这时怎样实现原子操作呢：
我们通过代码来看；
对于atomic_add
x86的实现很简单：
static __inline__ void atomic_add(int i, atomic_t *v)
{
__asm__ __volatile__(
LOCK "addl %1,%0"
:"=m" (v->counter)
:"ir" (i), "m" (v->counter));
}
单核情况下LOCK是空。
下面再看下atomic_add_and_test：
static __inline__ int hal_atomic_add_and_test(int i, emcos_atomic_t *v)
{
unsigned char c;
__asm__ __volatile__(
LOCK "addl %2,%0; sete %1"
:"=m" (v->val), "=qm" (c)
:"ir" (i), "m" (v->val) : "memory");
return c;
}
可能大家会想，这个有两条指令了，能是原子的吗？肯定是，为什么是呢？
大家要注意sete %1这个是条件指令，而这个条件（cflags）是进程相关的，即使当进程执行完add1 %2,%0,这时发生中断，切换到另外一个进程，当回来的时候cflags还是进程的，和没切换的情形一样，所以是原子。
而对于arm这需要更多工作：
#define atomic_add(i, v) (void) atomic_add_return(i, v)
static inline int atomic_add_return(int i, atomic_t *v)
{
unsigned long flags;
int val;
local_irq_save(flags);
val = v->counter;
v->counter = val += i;
local_irq_restore(flags);
return val;
}
上面可以看出是通过关中断来实现的，为什么要关中断来实现原子操作：
分析下：
arm对于i++会生成如下代码：
1 ldr r0,=i
2 mov [r0],r1 ／／这个读内存操作
3 inc r1
／／如果在这个时候发生中断，然后在中断处理程序中也执行i++操作就不是原子操作4 mov r1,[r0] ／／这个写内存操作
假设I＝0。如果进程1执行i++,执行到3时被中断打断，然后中断中也执行了i++,当两个i++执行完了，i＝1，而不是我们所要的2,这就是非原子操作的结果。
怎么解决，就是说2－4这段代码要么不执行，要么执行完才能保证原子，这个在单核上通过关中断就可以实现，这也是上面关中断的原因。
2.多核情况；
x86架构下：
单指令也不是原子操作了，比如addl r,%1这种有两次内存操作的也不是原子操作，有可能在执行下一次内存操作的时候，另一个核心也读取了这个内存，也会造成两次i++操作为1的错误结果。
解决方法是家LOCK标识，这个标识的作用是在一条指令执行时，锁住总线，其他核心没法读取，从而得到了原子操作。
arm架构下：
arm只有v6系列后的才有多核，也才有专门的内存原子操作机制就是ldrex，strex指令。
其源码如下：
static inline int atomic_add_return(int i, atomic_t *v)
{
unsigned long tmp;
int result;
__asm__ __volatile__("@ atomic_add_return\n"
"1: ldrex %0, [%2]\n"
" add %0, %0, %3\n"
" strex %1, %0, [%2]\n"
" teq %1, #0\n"
" bne 1b"
: "=&r" (result), "=&r" (tmp)
: "r" (&v->counter), "Ir" (i)
: "cc");
return result;
}
