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Linux内核RCU(Read Copy Update)锁简析

来源:本站整理 作者:佚名 时间:2015-07-12 TAG: 我要投稿

在很早以前,大概是2009年的时候,写过一篇关于Linux RCU锁的文章《RCU锁在linux内核的演变》, 现在我承认,那个时候我虽然懂了RCU锁,但是我没有能力用一种非常简单的描述把Linux的实现给展示出来,有道是你能给别人用你自己的方式非常简洁地 描述清楚,你才是真正的精通它,否则,无异于背诵。换个说法,如果你在被面试,在短时间内靠嘴说给面试官,且他还要能听明白,就说明自己真的懂了,这种时 候,是不会给你机会分析源代码的,也不可能让你背诵源代码。       时隔五年多,近期又碰到了这个话题,我不能自诩自己对RCU锁是多么精通,但是起码,和2009年相比,我确实有所进步,因此在这个台风肆虐的次日,我尝试着用我自己的方式描述一下Linux对RCU锁的一种实现方式,作为《RCU锁在linux内核的演变》这篇文章的补充。本文不配图,没代码,只是文字。声明:如果你还不知道RCU锁是什么,请自行baidu,本文不再赘述概念,但是这也就等于说,如果我自己有一天忘记了RCU,我也不能指望从本文中得到任何帮助,我总是这样,不是吗?能力在忘不在记,得其义而忘其形。
RCU要素
RCU锁的要素包括
读标志
如果一个Reader企图占据一把RCU锁,它是不需要付出任何代价的,只需要设置一个标志,让外界知道有Reader在占据这把RCU锁,多个Reader可以共同持有一把RCU锁。
写时拷贝
如果有一个Write企图更新RCU锁所保护的数据,那么它会首先查看该RCU锁的读标志,如果有该标志,说明有最少一个Reader持有了该RCU锁,它需要对原始数据make a copy,写这个副本并将更新过的副本保存在某处,等待时机用该副本更新原始数据。
更新时机
这 个时机就是用副本更新原始数据的时间点,这个时间点如何确定是RCU锁实现的算法核心,它直接可以确定所有的数据结构。确切来讲,Writer必须 waitting for all readers leaving,方可Update原始数据,问题是,它是怎么知道所有的Reader都离开了呢?
Linux内核对RCU锁的几种实现
1.原始实现-利用抢占禁止
Linux 内核于2.6内核引入了RCU锁的概念,在第一个版本中,它利用了抢占禁止的方式来标志有Reader持有RCU锁,这意味着期间不能发生task切换 (指的是task_struct所代表的sched entity切换)。那么所有Reader均已经释放RCU锁的标志就是,task切换了,因此很简单,用副本Update原始数据的时机就是task切 换时。       所有的Write会将自己写的副本挂在一个list上,在task切换的时候会touch这个list,如果该list非空,则遍历每一个元素,Update原始数据。
评价[该部分与实现无关,纯形而上的,可以忽略]     
这就是第一版的原始实现,它是否合理姑且不论,确实,它可以工作。但是:a.它这种实现是否会影响调度子系统的时延b.由于禁用抢占,抢占粒度变粗,对交互性是否会有影响c.对CPU间的task负载均衡的影响呢我 们发现,由于RCU的这个实现不是靠自身机制实现的,它不可避免地会影响到系统的核心机制,比如调度,负载均衡等,这意味着它不能长久,也无法经历复杂的 演变,因为随着它在这条路上的逐步演进,对系统核心机制的影响将越来越大,故而,它必须从系统层面剥离出来。确实,它也是这么做的,这就是第二代RCU实 现-可抢占RCU锁。
2.新实现-利用阶段计数器
需要一种更加有效的方式来标志Reader已经持有锁-第一要素读标志,并且这个标志要尽可能精确,且不能使用系统核心的机制,要做成完全封闭的闭环,不依靠外部当然也就不会影响外部。       纯天然的想法就是使用计数器,每一把RCU持有一个Reader计数器,一旦有Reader前来持锁,只需要一个原子操作,将该计数器加1即 可,Writer写数据时,发现计数器不是0就意味着需要make a copy了-第二要素写时拷贝(COW-Copy On Write)。现在的问题是第三要素,Writer怎么知道所有的Reade都已经将锁释放了呢??       纯天然的想法就是在某个Reader释放锁的时候,计数器减1,当计数器重新变为0的时候,这就是副本更新原始数据的时机。确实是这样,但是按照持锁和解 锁的分布看,它们应该是均等的,这意味着计数器的值会在一个期望值上下波动,变成0的希望及其渺茫,因此需要引入另一个参量,即阶段。       将唯一的那个RCU计数器分裂为两个计数器:old readers和new readers。       太初,任选某一个时刻,将RCU锁当前的计数器(称为原始计数器)值复制一份存入old readers,计数器清0,原始计数器改称为new readers。复制结束的当下,new readers计数器为0,old readers计数器为现阶段持有锁的reader的数量。并且持锁者task(即task_struct)与RCU锁之间保持关联(难道不是一个 task_struct字段可以搞定的吗?),task永远知道自己是new reader还是old reader。       此时,就可以明确定义lock和unlock的行为了:lock--设置自己的task为new reader,将RCU的new reader计数器加1。unlock--获取自己的task是new reader还是old reader,将自己所在的reader计数器减1。此时很明确的事实是,old reader计数器总是会递减而不会递增,而new reader不但会递增也会递减,这样,选择Update的时机也很明确了,那就是,old reader计数器变为0,这个时刻,就该将所有的副本覆盖原始数据了。       现在总结所有的三个要素:
读标志
为该RCU锁的new reader计数器加1
写时拷贝
如果该RCU锁的old reader计数器不为0,则执行写时复制。
更新时机
每次unlock操作,都会将本task的reader计数器(或者是new reader,或者是old reader)减1,一旦该RCU锁的old reader计数器变成0,则执行所有的Update操作。
评价[该部分与实现无关,纯形而上的,可以忽略]
持有RCU锁的reader,可以睡眠,可以被抢占,可以调度到别的CPU上,完全是封闭的,和系统其它的机制无关。然而,我一直在思考一个更好的实现,只因疯子不给力!!
3.RCU Tree实现(实在是没有2好)
今天实在没有时间了,要出去。后续补充。
 

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