Linux内核同步机制之--RCU基础

一、前言

关于RCU的文档包括两份，一份讲基本的原理（也就是本文了），一份讲linux kernel中的实现。第二章描述了为何有RCU这种同步机制，特别是在cpu core数目不断递增的今天，一个性能更好的同步机制是如何解决问题的，当然，再好的工具都有其适用场景，本章也给出了RCU的一些应用限制。第三章的第一小节描述了RCU的设计概念，其实RCU的设计概念比较简单，比较容易理解，比较困难的是产品级别的RCU实现，我们会在下一篇文档中描述。第三章的第二小节描述了RCU的相关操作，其实就是对应到了RCU的外部接口API上来。最后一章是参考文献，perfbook是一本神奇的数，喜欢并行编程的同学绝对不能错过的一本书，强烈推荐。和perfbook比起来，本文显得非常的丑陋（主要是有些RCU的知识还是理解不深刻，可能需要再仔细看看linux kernel中的实现才能了解其真正含义），除了是中文表述之外，没有任何的优点，英语比较好的同学可以直接参考该书。

二、为何有RCU这种同步机制呢？

前面我们讲了spin lock，rw spin lock和seq lock，为何又出现了RCU这样的同步机制呢？这个问题类似于问：有了刀枪剑戟这样的工具，为何会出现流星锤这样的兵器呢？每种兵器都有自己的适用场合，内核同步机制亦然。RCU在一定的应用场景下，解决了过去同步机制的问题，这也是它之所以存在的基石。本章主要包括两部分内容：一部分是如何解决其他内核机制的问题，另外一部分是受限的场景为何？

1、性能问题

我们先回忆一下spin lcok、RW spin lcok和seq lock的基本原理。对于spin lock而言，临界区的保护是通过next和owner这两个共享变量进行的。线程调用spin_lock进入临界区，这里包括了三个动作：

（1）获取了自己的号码牌（也就是next值）和允许哪一个号码牌进入临界区（owner）

（2）设定下一个进入临界区的号码牌（next++）

（3）判断自己的号码牌是否是允许进入的那个号码牌（next == owner），如果是，进入临界区，否者spin（不断的获取owner的值，判断是否等于自己的号码牌，对于ARM64处理器而言，可以使用WFE来降低功耗）。

注意：（1）是取值，（2）是更新并写回，因此（1）和（2）必须是原子操作，中间不能插入任何的操作。

线程调用spin_unlock离开临界区，执行owner++，表示下一个线程可以进入。

RW spin lcok和seq lock都类似spin lock，它们都是基于一个memory中的共享变量（对该变量的访问是原子的）。我们假设系统架构如下：

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（玫瑰色的block）。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变成无效，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，同样的，其他cpu的L1 cache中的lock也被设定为invalid，从而引起下一次其他cpu上的communication cache miss。

RCU的read side不需要访问这样的“共享数据”，从而极大的提升了reader侧的性能。

2、reader和writer可以并发执行

spin lock是互斥的，任何时候只有一个thread（reader or writer）进入临界区，rw spin lock要好一些，允许多个reader并发执行，提高了性能。不过，reader和updater不能并发执行，RCU解除了这些限制，允许一个updater（不能多个updater进入临界区，这可以通过spinlock来保证）和多个reader并发执行。我们可以比较一下rw spin lock和RCU，参考下图：

rwlock允许多个reader并发，因此，在上图中，三个rwlock reader愉快的并行执行。当rwlock writer试图进入的时候（红色虚线），只能spin，直到所有的reader退出临界区。一旦有rwlock writer在临界区，任何的reader都不能进入，直到writer完成数据更新，立刻临界区。绿色的reader thread们又可以进行愉快玩耍了。rwlock的一个特点就是确定性，白色的reader一定是读取的是old data，而绿色的reader一定获取的是writer更新之后的new data。RCU和传统的锁机制不同，当RCU updater进入临界区的时候，即便是有reader在也无所谓，它可以长驱直入，不需要spin。同样的，即便有一个updater正在临界区里面工作，这并不能阻挡RCU reader的步伐。由此可见，RCU的并发性能要好于rwlock，特别如果考虑cpu的数目比较多的情况，那些处于spin状态的cpu在无谓的消耗，多么可惜，随着cpu的数目增加，rwlock性能不断的下降。RCU reader和updater由于可以并发执行，因此这时候的被保护的数据有两份，一份是旧的，一份是新的，对于白色的RCU reader，其读取的数据可能是旧的，也可能是新的，和数据访问的timing相关，当然，当RCU update完成更新之后，新启动的RCU reader（绿色block）读取的一定是新的数据。

3、适用的场景

我们前面说过，每种锁都有自己的适用的场景：spin lock不区分reader和writer，对于那些读写强度不对称的是不适合的，RW spin lcok和seq lock解决了这个问题，不过seq lock倾向writer，而RW spin lock更照顾reader。看起来一切都已经很完美了，但是，随着计算机硬件技术的发展，CPU的运算速度越来越快，相比之下，存储器件的速度发展较为滞后。在这种背景下，获取基于counter（需要访问存储器件）的锁（例如spin lock，rwlock）的机制开销比较大。而且，目前的趋势是：CPU和存储器件之间的速度差别在逐渐扩大。因此，那些基于一个multi-processor之间的共享的counter的锁机制已经不能满足性能的需求，在这种情况下，RCU机制应运而生（当然，更准确的说RCU一种内核同步机制，但不是一种lock，本质上它是lock-free的），它克服了其他锁机制的缺点，但是，甘蔗没有两头甜，RCU的使用场景比较受限，主要适用于下面的场景：

（1）RCU只能保护动态分配的数据结构，并且必须是通过指针访问该数据结构

（2）受RCU保护的临界区内不能sleep（SRCU不是本文的内容）

（3）读写不对称，对writer的性能没有特别要求，但是reader性能要求极高。

（4）reader端对新旧数据不敏感。

三、RCU的基本思路

1、原理

RCU的基本思路可以通过下面的图片体现：

RCU涉及的数据有两种，一个是指向要保护数据的指针，我们称之RCU protected pointer。另外一个是通过指针访问的共享数据，我们称之RCU protected data，当然，这个数据必须是动态分配的。对共享数据的访问有两种，一种是writer，即对数据要进行更新，另外一种是reader。如果在有reader在临界区内进行数据访问，对于传统的，基于锁的同步机制而言，reader会阻止writer进入（例如spin lock和rw spin lock。seqlock不会这样，因此本质上seqlock也是lock-free的），因为在有reader访问共享数据的情况下，write直接修改data会破坏掉共享数据。怎么办呢？当然是移除了reader对共享数据的访问之后，再让writer进入了（writer稍显悲剧）。对于RCU而言，其原理是类似的，为了能够让writer进入，必须首先移除reader对共享数据的访问，怎么移除呢？创建一个新的copy是一个不错的选择。因此RCU writer的动作分成了两步：

（1）removal。write分配一个new version的共享数据进行数据更新，更新完毕后将RCU protected pointer指向新版本的数据。一旦把RCU protected pointer指向的新的数据，也就意味着将其推向前台，公布与众（reader都是通过pointer访问数据的）。通过这样的操作，原来read 0、1、2对共享数据的reference被移除了（对于新版本的受RCU保护的数据而言），它们都是在旧版本的RCU protected data上进行数据访问。

（2）reclamation。共享数据不能有两个版本，因此一定要在适当的时机去回收旧版本的数据。当然，不能太着急，不能reader线程还访问着old version的数据的时候就强行回收，这样会让reader crash的。reclamation必须发生在所有的访问旧版本数据的那些reader离开临界区之后再回收，而这段等待的时间被称为grace period。

顺便说明一下，reclamation并不需要等待read3和4，因为write端的为RCU protected pointer赋值的语句是原子的，乱入的reader线程要么看到的是旧的数据，要么是新的数据。对于read3和4，它们访问的是新的共享数据，因此不会reference旧的数据，因此reclamation不需要等待read3和4离开临界区。

2、基本RCU操作

对于reader，RCU的操作包括：

（1）rcu_read_lock，用来标识RCU read side临界区的开始。

（2）rcu_dereference，该接口用来获取RCU protected pointer。reader要访问RCU保护的共享数据，当然要获取RCU protected pointer，然后通过该指针进行dereference的操作。

（3）rcu_read_unlock，用来标识reader离开RCU read side临界区

对于writer，RCU的操作包括：

（1）rcu_assign_pointer。该接口被writer用来进行removal的操作，在witer完成新版本数据分配和更新之后，调用这个接口可以让RCU protected pointer指向RCU protected data。

（2）synchronize_rcu。writer端的操作可以是同步的，也就是说，完成更新操作之后，可以调用该接口函数等待所有在旧版本数据上的reader线程离开临界区，一旦从该函数返回，说明旧的共享数据没有任何引用了，可以直接进行reclaimation的操作。

（3）call_rcu。当然，某些情况下（例如在softirq context中），writer无法阻塞，这时候可以调用call_rcu接口函数，该函数仅仅是注册了callback就直接返回了，在适当的时机会调用callback函数，完成reclaimation的操作。这样的场景其实是分开removal和reclaimation的操作在两个不同的线程中：updater和reclaimer。

以上转自：http://www.wowotech.net/kernel_synchronization/rcu_fundamentals.html

以下使用内核input子系统来介绍其具体应用：

static void evdev_events(struct input_handle *handle,const struct input_value *vals, unsigned int count)
{struct evdev *evdev = handle->private;struct evdev_client *client;ktime_t time_mono, time_real;time_mono = ktime_get();time_real = ktime_mono_to_real(time_mono);rcu_read_lock();client = rcu_dereference(evdev->grab);if (client)evdev_pass_values(client, vals, count, time_mono, time_real);elselist_for_each_entry_rcu(client, &evdev->client_list, node)evdev_pass_values(client, vals, count,time_mono, time_real);rcu_read_unlock();
}

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