一文搞懂 | Linux 同步管理（下）

刘盼

发布于 2021-10-21 15:04:43

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发布于 2021-10-21 15:04:43

上面讲的自旋锁，信号量和互斥锁的实现，都是使用了原子操作指令。由于原子操作会 lock，当线程在多个 CPU 上争抢进入临界区的时候，都会操作那个在多个 CPU 之间共享的数据 lock。CPU 0 操作了 lock，为了数据的一致性，CPU 0 的操作会导致其他 CPU 的 L1 中的 lock 变成 invalid，在随后的来自其他 CPU 对 lock 的访问会导致 L1 cache miss（更准确的说是communication cache miss），必须从下一个 level 的 cache 中获取。

这就会使缓存一致性变得很糟，导致性能下降。所以内核提供一种新的同步方式：RCU（读-复制-更新）。

RCU 解决了什么

RCU 是读写锁的高性能版本，它的核心理念是读者访问的同时，写者可以更新访问对象的副本，但写者需要等待所有读者完成访问之后，才能删除老对象。读者没有任何同步开销，而写者的同步开销则取决于使用的写者间同步机制。

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。

RCU 例子

RCU 常用的接口如下图所示：

API	说明
rcu_read_lock	标记读者进入读端临界区
rcu_read_unlock	标记读者退出临界区
synchronize_rcu	同步RCU，即所有的读者已经完成读端临界区，写者才可以继续下一步操作。由于该函数将阻塞写者，只能在进程上下文中使用
call_rcu	把回调函数 func 注册到RCU回调函数链上，然后立即返回
rcu_assign_pointer	用于RCU指针赋值
rcu_dereference	用于RCU指针取值
list_add_rcu	向RCU注册一个链表结构
list_del_rcu	从RCU移除一个链表结构

为了更好的理解，在剖析 RCU 之前先看一个例子：

#include <linux/kernel.h>
#include <linux/module.h>
#include <linux/init.h>
#include <linux/slab.h>
#include <linux/spinlock.h>
#include <linux/rcupdate.h>
#include <linux/kthread.h>
#include <linux/delay.h>

struct foo {
        int a;
        struct rcu_head rcu;
};

static struct foo *g_ptr;

static int myrcu_reader_thread1(void *data) //读者线程1
{
        struct foo *p1 = NULL;

        while (1) {
                if(kthread_should_stop())
                        break;
                msleep(20);
                rcu_read_lock();
                mdelay(200);
                p1 = rcu_dereference(g_ptr);
                if (p1) 
                        printk("%s: read a=%d\n", __func__, p1->a);
                rcu_read_unlock();
        }
 
        return 0;
}

static int myrcu_reader_thread2(void *data) //读者线程2
{
        struct foo *p2 = NULL;

        while (1) {
                if(kthread_should_stop())
                        break;
                msleep(30);
                rcu_read_lock();
                mdelay(100);
                p2 = rcu_dereference(g_ptr);
                if (p2)
                        printk("%s: read a=%d\n", __func__, p2->a);
         
                rcu_read_unlock();
        }
 
        return 0;
}

static void myrcu_del(struct rcu_head *rh) //回收处理操作
{
        struct foo *p = container_of(rh, struct foo, rcu);
        printk("%s: a=%d\n", __func__, p->a);
        kfree(p);
}

static int myrcu_writer_thread(void *p) //写者线程
{
        struct foo *old;
        struct foo *new_ptr;
        int value = (unsigned long)p;

        while (1) {
                if(kthread_should_stop())
                        break;
                msleep(250);
                new_ptr = kmalloc(sizeof (struct foo), GFP_KERNEL);
                old = g_ptr;
                *new_ptr = *old;
                new_ptr->a = value;
                rcu_assign_pointer(g_ptr, new_ptr);
                call_rcu(&old->rcu, myrcu_del);
                printk("%s: write to new %d\n", __func__, value);
                value++;
        }

        return 0;
}

static struct task_struct *reader_thread1;
static struct task_struct *reader_thread2;
static struct task_struct *writer_thread;

static int __init my_test_init(void)
{
        int value = 5;

        printk("figo: my module init\n");
        g_ptr = kzalloc(sizeof (struct foo), GFP_KERNEL);

        reader_thread1 = kthread_run(myrcu_reader_thread1, NULL, "rcu_reader1");
        reader_thread2 = kthread_run(myrcu_reader_thread2, NULL, "rcu_reader2");
        writer_thread = kthread_run(myrcu_writer_thread, (void *)(unsigned long)value, "rcu_writer");

        return 0;
}
static void __exit my_test_exit(void)
{
        printk("goodbye\n");
        kthread_stop(reader_thread1);
        kthread_stop(reader_thread2);
        kthread_stop(writer_thread);
        if (g_ptr)
                kfree(g_ptr);
}
MODULE_LICENSE("GPL");
module_init(my_test_init);
module_exit(my_test_exit);

执行结果是：

myrcu_reader_thread2: read a=0 myrcu_reader_thread1: read a=0 myrcu_reader_thread2: read a=0 myrcu_writer_thread: write to new 5 myrcu_reader_thread2: read a=5 myrcu_reader_thread1: read a=5 myrcu_del: a=0

RCU 原理

可以用下面一张图来总结，当写线程 myrcu_writer_thread 写完后，会更新到另外两个读线程 myrcu_reader_thread1 和 myrcu_reader_thread2。读线程像是订阅者，一旦写线程对临界区有更新，写线程就像发布者一样通知到订阅者那里，如下图所示。

写者在拷贝副本修改后进行 update 时，首先把旧的临界资源数据移除（Removal）；然后把旧的数据进行回收（Reclamation）。结合 API 实现就是，首先使用 rcu_assign_pointer 来移除旧的指针指向，指向更新后的临界资源；然后使用 synchronize_rcu 或 call_rcu 来启动 Reclaimer，对旧的临界资源进行回收（其中 synchronize_rcu 表示同步等待回收，call_rcu 表示异步回收）。

为了确保没有读者正在访问要回收的临界资源，Reclaimer 需要等待所有的读者退出临界区，这个等待的时间叫做宽限期（Grace Period）。

Grace Period

中间的黄色部分代表的就是 Grace Period，中文叫做宽限期，从 Removal 到 Reclamation，中间就隔了一个宽限期，只有当宽限期结束后，才会触发回收的工作。宽限期的结束代表着 Reader 都已经退出了临界区，因此回收工作也就是安全的操作了。

宽限期是否结束，与 CPU 的执行状态检测有关，也就是检测静止状态 Quiescent Status。

Quiescent Status

Quiescent Status，用于描述 CPU 的执行状态。当某个 CPU 正在访问 RCU 保护的临界区时，认为是活动的状态，而当它离开了临界区后，则认为它是静止的状态。当所有的 CPU 都至少经历过一次 Quiescent Status 后，宽限期将结束并触发回收工作。

因为 rcu_read_lock 和 rcu_read_unlock 分别是关闭抢占和打开抢占，如下所示：

static inline void __rcu_read_lock(void)
{
 preempt_disable();
}

static inline void __rcu_read_unlock(void)
{
 preempt_enable();
}

所以发生抢占，就说明不在 rcu_read_lock 和 rcu_read_unlock 之间，即已经完成访问或者还未开始访问。

Linux 同步方式的总结

机制	等待机制	优缺	场景
原子操作	无；ldrex 与 strex 实现内存独占访问	性能相当高；场景受限	资源计数
自旋锁	忙等待；唯一持有	多处理器下性能优异；临界区时间长会浪费	中断上下文
信号量	睡眠等待（阻塞）；多数持有	相对灵活，适用于复杂情况；耗时长	情况复杂且耗时长的情景；比如内核与用户空间的交互
互斥锁	睡眠等待（阻塞）；优先自旋等待；唯一持有	较信号量高效，适用于复杂场景；存在若干限制条件	满足使用条件下，互斥锁优先于信号量
RCU		绝大部分为读而只有极少部分为写的情况下，它是非常高效的；但延后释放内存会造成内存开销，写者阻塞比较严重	读多写少的情况下，对内存消耗不敏感的情况下，满足 RCU 条件的情况下，优先于读写锁使用；对于动态分配数据结构这类引用计数的机制，也有高性能的表现。

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原始发表：2021-10-18，如有侵权请联系 cloudcommunity@tencent.com 删除

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