簡介
RCU（Read-Copy Update）是資料同步的一種方式，在當前的Linux核心中發揮著重要的作用。RCU主要針對的資料物件是連結串列，目的是提高遍歷讀取資料的效率，為了達到目的使用RCU機制讀取資料的時候不對連結串列進行耗時的加鎖操作。這樣在同一時間可以有多個執行緒同時讀取該連結串列，並且允許一個執行緒對連結串列進行修改（修改的時候，需要加鎖）。RCU適用於需要頻繁的讀取資料，而相應修改資料並不多的情景，例如在檔案系統中，經常需要查詢定位目錄，而對目錄的修改相對來說並不多，這就是RCU發揮作用的最佳場景。
Linux核心原始碼當中,關於RCU的文件比較齊全，你可以在 /Documentation/RCU/ 目錄下找到這些檔案。Paul E. McKenney 是核心中RCU原始碼的主要實現者，他也寫了很多RCU方面的文章。他把這些文章和一些關於RCU的論文的連結整理到了一起。http://www2.rdrop.com/users/paulmck/RCU/
在RCU的實現過程中，我們主要解決以下問題：
1，在讀取過程中，另外一個執行緒刪除了一個節點。刪除執行緒可以把這個節點從連結串列中移除，但它不能直接銷燬這個節點，必須等到所有的讀取執行緒讀取完成以後，才進行銷燬操作。RCU中把這個過程稱為寬限期（Grace period）。
2，在讀取過程中，另外一個執行緒插入了一個新節點，而讀執行緒讀到了這個節點，那麼需要保證讀到的這個節點是完整的。這裡涉及到了釋出-訂閱機制（Publish-Subscribe Mechanism）。
3， 保證讀取連結串列的完整性。新增或者刪除一個節點，不至於導致遍歷一個連結串列從中間斷開。但是RCU並不保證一定能讀到新增的節點或者不讀到要被刪除的節點。
寬限期
通過例子，方便理解這個內容。以下例子修改於Paul的文章。
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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); } |
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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); } |
如上的程式，是針對於全域性變數gbl_foo的操作。假設以下場景。有兩個執行緒同時執行 foo_ read和foo_update的時候，當foo_ read執行完賦值操作後，執行緒發生切換；此時另一個執行緒開始執行foo_update並執行完成。當foo_ read執行的程式切換回來後，執行dosomething 的時候，fp已經被刪除，這將對系統造成危害。為了防止此類事件的發生，RCU裡增加了一個新的概念叫寬限期（Grace period）。如下圖所示：
圖中每行代表一個執行緒，最下面的一行是刪除執行緒，當它執行完刪除操作後，執行緒進入了寬限期。寬限期的意義是，在一個刪除動作發生後，它必須等待所有在寬限期開始前已經開始的讀執行緒結束，才可以進行銷燬操作。這樣做的原因是這些執行緒有可能讀到了要刪除的元素。圖中的寬限期必須等待1和2結束；而讀執行緒5在寬限期開始前已經結束，不需要考慮；而3,4,6也不需要考慮，因為在寬限期結束後開始後的執行緒不可能讀到已刪除的元素。為此RCU機制提供了相應的API來實現這個功能。
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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); } |
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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，這兩個函式用來標記一個RCU讀過程的開始和結束。其實作用就是幫助檢測寬限期是否結束。foo_update增加了一個函式synchronize_rcu()，呼叫該函式意味著一個寬限期的開始，而直到寬限期結束，該函式才會返回。我們再對比著圖看一看，執行緒1和2，在synchronize_rcu之前可能得到了舊的gbl_foo，也就是foo_update中的old_fp，如果不等它們執行結束，就呼叫kfee(old_fp)，極有可能造成系統崩潰。而3,4,6在synchronize_rcu之後執行，此時它們已經不可能得到old_fp，此次的kfee將不對它們產生影響。
寬限期是RCU實現中最複雜的部分,原因是在提高讀資料效能的同時，刪除資料的效能也不能太差。
訂閱——釋出機制
當前使用的編譯器大多會對程式碼做一定程度的優化，CPU也會對執行指令做一些優化調整,目的是提高程式碼的執行效率，但這樣的優化，有時候會帶來不期望的結果。如例：
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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); } |
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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); } |
這段程式碼中，我們期望的是6，7，8行的程式碼在第10行程式碼之前執行。但優化後的程式碼並不對執行順序做出保證。在這種情形下，一個讀執行緒很可能讀到 new_fp，但new_fp的成員賦值還沒執行完成。當讀執行緒執行dosomething(fp->a, fp->b , fp->c ) 的 時候，就有不確定的引數傳入到dosomething，極有可能造成不期望的結果，甚至程式崩潰。可以通過優化屏障來解決該問題，RCU機制對優化屏障做了包裝，提供了專用的API來解決該問題。這時候，第十行不再是直接的指標賦值，而應該改為 :
rcu_assign_pointer(gbl_foo,new_fp);
rcu_assign_pointer的實現比較簡單，如下：
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#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) |
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#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) |
我們可以看到它的實現只是在賦值之前加了優化屏障 smp_wmb來確保程式碼的執行順序。另外就是巨集中用到的__rcu，只是作為編譯過程的檢測條件來使用的。
在DEC Alpha CPU機器上還有一種更強悍的優化，如下所示：
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void foo_read(void) { rcu_read_lock(); foo *fp = gbl_foo; if ( fp != NULL ) dosomething(fp->a, fp->b ,fp->c); rcu_read_unlock(); } |
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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會在第3行還沒執行的時候就預先判斷執行，當他和foo_update同時執行的時候，可能導致傳入dosomething的一部分屬於舊的gbl_foo，而另外的屬於新的。這樣導致執行結果的錯誤。為了避免該類問題，RCU還是提供了巨集來解決該問題：
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#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); } |
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#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); } |
這段程式碼中加入了除錯資訊，去除除錯資訊，可以是以下的形式（其實這也是舊版本中的程式碼）：
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#define rcu_dereference(p) ({ \ typeof(p) _________p1 = p; \ smp_read_barrier_depends(); \ (_________p1); \ }) |
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#define rcu_dereference(p) ({ \ typeof(p) _________p1 = p; \ smp_read_barrier_depends(); \ (_________p1); \ }) |
在賦值後加入優化屏障smp_read_barrier_depends()。
我們之前的第四行程式碼改為 foo *fp = rcu_dereference(gbl_foo);，就可以防止上述問題。
資料讀取的完整性
還是通過例子來說明這個問題：
如圖我們在原list中加入一個節點new到A之前，所要做的第一步是將new的指標指向A節點，第二步才是將Head的指標指向new。這樣做的目的是當插入操作完成第一步的時候，對於連結串列的讀取並不產生影響，而執行完第二步的時候，讀執行緒如果讀到new節點，也可以繼續遍歷連結串列。如果把這個過程反過來，第一步head指向new，而這時一個執行緒讀到new，由於new的指標指向的是Null，這樣將導致讀執行緒無法讀取到A，B等後續節點。從以上過程中，可以看出RCU並不保證讀執行緒讀取到new節點。如果該節點對程式產生影響，那麼就需要外部呼叫做相應的調整。如在檔案系統中，通過RCU定位後，如果查詢不到相應節點，就會進行其它形式的查詢，相關內容等分析到檔案系統的時候再進行敘述。
我們再看一下刪除一個節點的例子：
如圖我們希望刪除B，這時候要做的就是將A的指標指向C，保持B的指標，然後刪除程式將進入寬限期檢測。由於B的內容並沒有變更，讀到B的執行緒仍然可以繼續讀取B的後續節點。B不能立即銷燬，它必須等待寬限期結束後，才能進行相應銷燬操作。由於A的節點已經指向了C，當寬限期開始之後所有的後續讀操作通過A找到的是C，而B已經隱藏了，後續的讀執行緒都不會讀到它。這樣就確保寬限期過後，刪除B並不對系統造成影響。
小結
RCU的原理並不複雜，應用也很簡單。但程式碼的實現確並不是那麼容易，難點都集中在了寬限期的檢測上，後續分析原始碼的時候，我們可以看到一些極富技巧的實現方式。