Linux中的RCU機制
時間：2021-11-12 14:00:15
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[導(dǎo)讀]內(nèi)容基本原理使用方法GP的生命周期QS的判定與標(biāo)記優(yōu)勢何在存在的問題RCU機制是自內(nèi)核2.5版本引入的（2002年10月），而后不斷完善，其在Linux的locking機制中的使用占比也是逐年攀升。1.基本原理RCU的基本思想是這樣的：先創(chuàng)建一個舊數(shù)據(jù)的copy，然后writer...
內(nèi)容
RCU機制是自內(nèi)核2.5版本引入的（2002年10月），而后不斷完善，其在Linux的locking機制中的使用占比也是逐年攀升。
假設(shè)有一個單向鏈表，其中包含一個由指針p指向的節(jié)點：
重要的是，RCU中的reader不用像rwlock中的reader那樣，在writer操作期間必須spin等待了。
那RCU具體應(yīng)該如何使用呢？這得走進(jìn)真正的代碼，才能一探究竟。2.使用方法前面的例子為了簡化，采用的是單向鏈表來演示，這里我們切換到Linux中常用的雙向鏈表上來。由于RCU可理解為是基于rwlock演進(jìn)而來的，所以筆者將結(jié)合上文講解的rwlock的用法，來對比討論RCU的使用。
假設(shè)現(xiàn)在reader正在遍歷/查詢一個鏈表，而writer正在刪除該鏈表中的一個節(jié)點。那么，使用rwlock（左）和RCU（右）來實現(xiàn)的讀取一側(cè)的代碼分別是這樣的：
這種命名，體現(xiàn)了RCU和rwlock的「一脈相承」，但在RCU的讀取一側(cè)，其實并沒有什么"lock"，所以可能命名為rcu_enter()和rcu_exit()之類的更加貼切。
在寫入一側(cè)的RCU實現(xiàn)中，為了防止多個writer對鏈表的同時操作，使用了一個標(biāo)準(zhǔn)的spinlock。list_del_rcu()的實現(xiàn)和普通的list_del()基本一致，但多了一個對"prev"指針的"poison"處理，以避免接下來reader再通過該節(jié)點訪問前向節(jié)點。
static inline void list_del_rcu(struct list_head *entry){
__list_del_entry(entry);
entry->prev = LIST_POISON2;}
此外，在調(diào)用kfree()釋放節(jié)點之前，多了一個synchronize_rcu()函數(shù)。synchronize就是「同步」，那它在和誰同步呢？
就是前面說的那些“引用舊數(shù)據(jù)區(qū)的reader”啦，因為此時它們可能還在引用指針p。這相當(dāng)于給了這些reader一個優(yōu)雅退出的寬限區(qū)，因此這段同步等待的時間被稱為Grace Period（簡稱GP）。
比如下面這個場景中，作為writer的CPU 1只會等待CPU 0，CPU 0離開critical section后就結(jié)束同步，而不會理會CPU 2。
第一個參數(shù)的類型是struct rcu_head，它的定義是這樣的：struct callback_head {
struct callback_head *next;
void (*func)(struct callback_head *head);} __attribute__((aligned(sizeof(void *))));
#define rcu_head callback_headCPU調(diào)用call_rcu()后就可以離開去做其他事情了，之后它完全可能再次調(diào)用call_rcu()，所以它每次注冊的回調(diào)函數(shù)，需要通過"next"指針排隊串接起來，等grace period結(jié)束后，依次執(zhí)行。如果需要處理的回調(diào)函數(shù)比較多，可能需要分批進(jìn)行。
第二個參數(shù)就是前面講的回調(diào)函數(shù)，其功能主要就是釋放掉“舊指針”指向的內(nèi)存空間。
來看一個使用call_rcu()的具體實例：call_rcu(
基本原理
使用方法
- GP 的生命周期
QS 的判定與標(biāo)記
優(yōu)勢何在
存在的問題
RCU機制是自內(nèi)核2.5版本引入的（2002年10月），而后不斷完善，其在Linux的locking機制中的使用占比也是逐年攀升。
假設(shè)有一個單向鏈表，其中包含一個由指針p指向的節(jié)點：
重要的是，RCU中的reader不用像rwlock中的reader那樣，在writer操作期間必須spin等待了。
那RCU具體應(yīng)該如何使用呢？這得走進(jìn)真正的代碼，才能一探究竟。2.使用方法前面的例子為了簡化，采用的是單向鏈表來演示，這里我們切換到Linux中常用的雙向鏈表上來。由于RCU可理解為是基于rwlock演進(jìn)而來的，所以筆者將結(jié)合上文講解的rwlock的用法，來對比討論RCU的使用。
假設(shè)現(xiàn)在reader正在遍歷/查詢一個鏈表，而writer正在刪除該鏈表中的一個節(jié)點。那么，使用rwlock（左）和RCU（右）來實現(xiàn)的讀取一側(cè)的代碼分別是這樣的：
這種命名，體現(xiàn)了RCU和rwlock的「一脈相承」，但在RCU的讀取一側(cè)，其實并沒有什么"lock"，所以可能命名為rcu_enter()和rcu_exit()之類的更加貼切。
在寫入一側(cè)的RCU實現(xiàn)中，為了防止多個writer對鏈表的同時操作，使用了一個標(biāo)準(zhǔn)的spinlock。list_del_rcu()的實現(xiàn)和普通的list_del()基本一致，但多了一個對"prev"指針的"poison"處理，以避免接下來reader再通過該節(jié)點訪問前向節(jié)點。
static inline void list_del_rcu(struct list_head *entry){
__list_del_entry(entry);
entry->prev = LIST_POISON2;}
此外，在調(diào)用kfree()釋放節(jié)點之前，多了一個synchronize_rcu()函數(shù)。synchronize就是「同步」，那它在和誰同步呢？
就是前面說的那些“引用舊數(shù)據(jù)區(qū)的reader”啦，因為此時它們可能還在引用指針p。這相當(dāng)于給了這些reader一個優(yōu)雅退出的寬限區(qū)，因此這段同步等待的時間被稱為Grace Period（簡稱GP）。
比如下面這個場景中，作為writer的CPU 1只會等待CPU 0，CPU 0離開critical section后就結(jié)束同步，而不會理會CPU 2。
等待與回調(diào)如果grace period的時間比較長，writer這么干等著，豈不是會影響這個CPU上更高優(yōu)先級的任務(wù)執(zhí)行？在這種情況下，可以使用基于callback機制的call_rcu()來替換synchronize_rcu()。void call_rcu(struct rcu_head *head, rcu_callback_t func);call_rcu()會注冊一個回調(diào)函數(shù)"func"，當(dāng)所有的reader都退出critical section后，該回調(diào)函數(shù)將被執(zhí)行。
第一個參數(shù)的類型是struct rcu_head，它的定義是這樣的：struct callback_head {
struct callback_head *next;
void (*func)(struct callback_head *head);} __attribute__((aligned(sizeof(void *))));
#define rcu_head callback_headCPU調(diào)用call_rcu()后就可以離開去做其他事情了，之后它完全可能再次調(diào)用call_rcu()，所以它每次注冊的回調(diào)函數(shù)，需要通過"next"指針排隊串接起來，等grace period結(jié)束后，依次執(zhí)行。如果需要處理的回調(diào)函數(shù)比較多，可能需要分批進(jìn)行。
第二個參數(shù)就是前面講的回調(diào)函數(shù)，其功能主要就是釋放掉“舊指針”指向的內(nèi)存空間。
來看一個使用call_rcu()的具體實例：call_rcu(
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