linux内核rcu机制详解

　　RCU（Read-Copy Update）是数据同步的一种方式，在当前的Linux内核中发挥着重要的作用。RCU主要针对的数据对象是链表，目的是提高遍历读取数据的效率，为了达到目的使用RCU机制读取数据的时候不对链表进行耗时的加锁操作。这样在同一时间可以有多个线程同时读取该链表，并且允许一个线程对链表进行修改（修改的时候，需要加锁）。RCU适用于需要频繁的读取数据，而相应修改数据并不多的情景，例如在文件系统中，经常需要查找定位目录，而对目录的修改相对来说并不多，这就是RCU发挥作用的最佳场景。

　　Linux内核源码当中，关于RCU的文档比较齐全，你可以在 /Documentation/RCU/ 目录下找到这些文件。Paul E. McKenney 是内核中RCU源码的主要实现者，他也写了很多RCU方面的文章。今天我们而主要来说说linux内核rcu的机制详解。

　　在RCU的实现过程中，我们主要解决以下问题：

　　1，在读取过程中，另外一个线程删除了一个节点。删除线程可以把这个节点从链表中移除，但它不能直接销毁这个节点，必须等到所有的读取线程读取完成以后，才进行销毁操作。RCU中把这个过程称为宽限期（Grace period）。

　　2，在读取过程中，另外一个线程插入了一个新节点，而读线程读到了这个节点，那么需要保证读到的这个节点是完整的。这里涉及到了发布-订阅机制（Publish-Subscribe Mechanism）。

　　3， 保证读取链表的完整性。新增或者删除一个节点，不至于导致遍历一个链表从中间断开。但是RCU并不保证一定能读到新增的节点或者不读到要被删除的节点。

　　宽限期

　　通过例子，方便理解这个内容。以下例子修改于Paul的文章。

　　struct foo {

　　int a;

　　char b;

　　long c;

　　};

　　DEFINE_SPINLOCK（foo_mutex）;

　　struct foo *gbl_foo;

　　void foo_read （void）

　　{

　　foo *fp = gbl_foo;

　　if （ fp ！= NULL ）

　　dosomething（fp-》a， fp-》b ， fp-》c ）;

　　}

　　void foo_update（ foo* new_fp ）

　　{

　　spin_lock（&foo_mutex）;

　　foo *old_fp = gbl_foo;

　　gbl_foo = new_fp;

　　spin_unlock（&foo_mutex）;

　　kfee（old_fp）;

　　}

　　如上的程序，是针对于全局变量gbl_foo的操作。假设以下场景。有两个线程同时运行 foo_ read和foo_update的时候，当foo_ read执行完赋值操作后，线程发生切换；此时另一个线程开始执行foo_update并执行完成。当foo_ read运行的进程切换回来后，运行dosomething 的时候，fp已经被删除，这将对系统造成危害。为了防止此类事件的发生，RCU里增加了一个新的概念叫宽限期（Grace period）。如下图所示：

　　

　　图中每行代表一个线程，最下面的一行是删除线程，当它执行完删除操作后，线程进入了宽限期。宽限期的意义是，在一个删除动作发生后，它必须等待所有在宽限期开始前已经开始的读线程结束，才可以进行销毁操作。这样做的原因是这些线程有可能读到了要删除的元素。图中的宽限期必须等待1和2结束；而读线程5在宽限期开始前已经结束，不需要考虑；而3，4，6也不需要考虑，因为在宽限期结束后开始后的线程不可能读到已删除的元素。为此RCU机制提供了相应的API来实现这个功能。

　　void foo_read（void）

　　{

　　rcu_read_lock（）;

　　foo *fp = gbl_foo;

　　if （ fp ！= NULL ）

　　dosomething（fp-》a，fp-》b，fp-》c）;

　　rcu_read_unlock（）;

　　}

　　void foo_update（ foo* new_fp ）

　　{

　　spin_lock（&foo_mutex）;

　　foo *old_fp = gbl_foo;

　　gbl_foo = new_fp;

　　spin_unlock（&foo_mutex）;

　　synchronize_rcu（）;

　　kfee（old_fp）;

　　}

　　其中foo_read中增加了rcu_read_lock和rcu_read_unlock，这两个函数用来标记一个RCU读过程的开始和结束。其实作用就是帮助检测宽限期是否结束。

　　foo_update增加了一个函数synchronize_rcu（），调用该函数意味着一个宽限期的开始，而直到宽限期结束，该函数才会返回。我们再对比着图看一看，线程1和2，在synchronize_rcu之前可能得到了旧的gbl_foo，也就是foo_update中的old_fp，如果不等它们运行结束，就调用kfee（old_fp），极有可能造成系统崩溃。而3，4，6在synchronize_rcu之后运行，此时它们已经不可能得到old_fp，此次的kfee将不对它们产生影响。

　　宽限期是RCU实现中最复杂的部分，原因是在提高读数据性能的同时，删除数据的性能也不能太差。

　　订阅——发布机制

　　当前使用的编译器大多会对代码做一定程度的优化，CPU也会对执行指令做一些优化调整，目的是提高代码的执行效率，但这样的优化，有时候会带来不期望的结果。如例：

　　void foo_update（ foo* new_fp ）

　　{

　　spin_lock（&foo_mutex）;

　　foo *old_fp = gbl_foo;

　　new_fp-》a = 1;

　　new_fp-》b = ‘b’;

　　new_fp-》c = 100;

　　gbl_foo = new_fp;

　　spin_unlock（&foo_mutex）;

　　synchronize_rcu（）;

　　kfee（old_fp）;

　　}

　　这段代码中，我们期望的是6，7，8行的代码在第10行代码之前执行。但优化后的代码并不对执行顺序做出保证。在这种情形下，一个读线程很可能读到 new_fp，但new_fp的成员赋值还没执行完成。当读线程执行dosomething（fp-》a， fp-》b ， fp-》c ） 的 时候，就有不确定的参数传入到dosomething，极有可能造成不期望的结果，甚至程序崩溃。可以通过优化屏障来解决该问题，RCU机制对优化屏障做了包装，提供了专用的API来解决该问题。这时候，第十行不再是直接的指针赋值，而应该改为 ：

　　rcu_assign_pointer（gbl_foo，new_fp）;

　　rcu_assign_pointer的实现比较简单，如下：

　　#define rcu_assign_pointer（p， v） \

　　__rcu_assign_pointer（（p）， （v）， __rcu）

　　#define __rcu_assign_pointer（p， v， space） \

　　do { \

　　smp_wmb（）; \

　　（p） = （typeof（*v） __force space *）（v）; \

　　} while （0）

　　我们可以看到它的实现只是在赋值之前加了优化屏障 smp_wmb来确保代码的执行顺序。另外就是宏中用到的__rcu，只是作为编译过程的检测条件来使用的。

　　在DEC Alpha CPU机器上还有一种更强悍的优化，如下所示：

　　void foo_read（void）

　　{

　　rcu_read_lock（）;

　　foo *fp = gbl_foo;

　　if （ fp ！= NULL ）

　　dosomething（fp-》a， fp-》b ，fp-》c）;

　　rcu_read_unlock（）;

　　}

　　第六行的 fp-》a，fp-》b，fp-》c会在第3行还没执行的时候就预先判断运行，当他和foo_update同时运行的时候，可能导致传入dosomething的一部分属于旧的gbl_foo，而另外的属于新的。这样导致运行结果的错误。为了避免该类问题，RCU还是提供了宏来解决该问题：

　　#define rcu_dereference（p） rcu_dereference_check（p， 0）

　　#define rcu_dereference_check（p， c） \

　　__rcu_dereference_check（（p）， rcu_read_lock_held（） || （c）， __rcu）

　　#define __rcu_dereference_check（p， c， space） \

　　（{ \

　　typeof（*p） *_________p1 = （typeof（*p）*__force ）ACCESS_ONCE（p）; \

　　rcu_lockdep_assert（c， “suspicious rcu_dereference_check（）” \

　　“ usage”）; \

　　rcu_dereference_sparse（p， space）; \

　　smp_read_barrier_depends（）; \

　　（（typeof（*p） __force __kernel *）（_________p1））; \

　　}）

　　static inline int rcu_read_lock_held（void）

　　{

　　if （！debug_lockdep_rcu_enabled（））

　　return 1;

　　if （rcu_is_cpu_idle（））

　　return 0;

　　if （！rcu_lockdep_current_cpu_online（））

　　return 0;

　　return lock_is_held（&rcu_lock_map）;

　　}

　　这段代码中加入了调试信息，去除调试信息，可以是以下的形式（其实这也是旧版本中的代码）：

　　#define rcu_dereference（p） （{ \

　　typeof（p） _________p1 = p; \

　　smp_read_barrier_depends（）; \

　　（_________p1）; \

　　}）

　　在赋值后加入优化屏障smp_read_barrier_depends（）。

　　我们之前的第四行代码改为 foo *fp = rcu_dereference（gbl_foo）;，就可以防止上述问题。

　　数据读取的完整性

　　还是通过例子来说明这个问题：

　　

　　如图我们在原list中加入一个节点new到A之前，所要做的第一步是将new的指针指向A节点，第二步才是将Head的指针指向new。这样做的目的是当插入操作完成第一步的时候，对于链表的读取并不产生影响，而执行完第二步的时候，读线程如果读到new节点，也可以继续遍历链表。如果把这个过程反过来，第一步head指向new，而这时一个线程读到new，由于new的指针指向的是Null，这样将导致读线程无法读取到A，B等后续节点。从以上过程中，可以看出RCU并不保证读线程读取到new节点。如果该节点对程序产生影响，那么就需要外部调用做相应的调整。如在文件系统中，通过RCU定位后，如果查找不到相应节点，就会进行其它形式的查找，相关内容等分析到文件系统的时候再进行叙述。

　　我们再看一下删除一个节点的例子：

　　

　　如图我们希望删除B，这时候要做的就是将A的指针指向C，保持B的指针，然后删除程序将进入宽限期检测。由于B的内容并没有变更，读到B的线程仍然可以继续读取B的后续节点。B不能立即销毁，它必须等待宽限期结束后，才能进行相应销毁操作。由于A的节点已经指向了C，当宽限期开始之后所有的后续读操作通过A找到的是C，而B已经隐藏了，后续的读线程都不会读到它。这样就确保宽限期过后，删除B并不对系统造成影响。

　　小结

　　RCU的原理并不复杂，应用也很简单。但代码的实现确并不是那么容易，难点都集中在了宽限期的检测上，后续分析源代码的时候，我们可以看到一些极富技巧的实现方式。