Linux 2.6内核中新的锁机制--RCU（1）

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一、        引言众所周知，为了保护共享数据,需要一些同步机制,如自旋锁(spinlock)，读写锁(rwlock)，它们使用起来非常简单,而且是一种很有效的同步机制，在UNIX系统和Linux系统中得到了广泛的使用。但是随着计算机硬件的快速发展，获得这种锁的开销相对于CPU的速度在成倍地增加，原因很简单，CPU的速度与访问内存的速度差距越来越大，而这种锁使用了原子操作指令，它需要原子地访问内存，也就说获得锁的开销与访存速度相关，另外在大部分非x86架构上获取锁使用了内存栅(Memory Barrier)，这会导致处理器流水线停滞或刷新，因此它的开销相对于CPU速度而言就越来越大。表1数据证明了这一点。
表1是在700MHz的奔腾III机器上的基本操作的开销，在该机器上一个时钟周期能够执行两条整数指令。在1.8GHz的奔腾4机器上, 原子加1指令的开销要比700MHz的奔腾III机器慢75纳秒(ns)，尽管CPU速度快两倍多。
这种锁机制的另一个问题在于其可扩展性，在多处理器系统上，可扩展性非常重要，否则根本无法发挥其性能。图1表明了Linux上各种锁的扩展性。
图 1  Linux的4种锁机制的扩展性注：refcnt表示自旋锁与引用记数一起使用。
读写锁rwlock在两个CPU的情况下性能反倒比一个CPU的差，在四个CPU的情况下，refcnt的性能要高于rwlock，refcnt大约是理论性能的45%，而rwlock是理论性能的39%,自旋缩spinlock的性能明显好于refcnt和rwlock，但它也只达到了理性性能的57%，brlock（Big Reader Lock）性能可以线性扩展。Brlock是由Redhat的Ingo Molnar实现的一个高性能的rwlock，它适用于读特多而写特少的情况，读者获得brlock的开销很低，但写者获得锁的开销非常大，而且它只预定义了几个锁，用户无法随便定义并使用这种锁，它也需要为每个CPU定义一个锁状态数组，因此这种锁并没有被作为rwlock的替代方案广泛使用，只是在一些特别的地方使用到。
正是在这种背景下，一个高性能的锁机制RCU呼之欲出，它克服了以上锁的缺点，具有很好的扩展性，但是这种锁机制的使用范围比较窄，它只适用于读多写少的情况，如网络路由表的查询更新、设备状态表的维护、数据结构的延迟释放以及多径I/O设备的维护等。
RCU并不是新的锁机制，它只是对Linux内核而言是新的。早在二十世纪八十年代就有了这种机制，而且在生产系
统中使用了这种机制，但这种早期的实现并不太好，在二十世纪九十年代出现了一个比较高效的实现，而在linux中是在开发内核2.5.43中引入该技术的并正式包含在2.6内核中。
二、RCU的原理RCU(Read-Copy Update)，顾名思义就是读-拷贝修改，它是基于其原理命名的。对于被RCU保护的共享数据结构，读者不需要获得任何锁就可以访问它，但写者在访问它时首先拷贝一个副本，然后对副本进行修改，最后使用一个回调（callback）机制在适当的时机把指向原来数据的指针重新指向新的被修改的数据。这个时机就是所有引用该数据的CPU都退出对共享数据的操作。
因此RCU实际上是一种改进的rwlock，读者几乎没有什么同步开销，它不需要锁，不使用原子指令，而且在除alpha的所有架构上也不需要内存栅（Memory Barrier），因此不会导致锁竞争，内存延迟以及流水线停滞。不需要锁也使得使用更容易，因为死锁问题就不需要考虑了。写者的同步开销比较大，它需要延迟数据结构的释放，复制被修改的数据结构，它也必须使用某种锁机制同步并行的其它写者的修改操作。读者必须提供一个信号给写者以便写者能够确定数据可以被安全地释放或修改的时机。有一个专门的垃圾收集器来探测读者的信号，一旦所有的读者都已经发送信号告知它们都不在使用被RCU保护的数据结构，垃圾收集器就调用回调函数完成最后的数据释放或修改操作。RCU与rwlock的不同之处是：它既允许多个读者同时访问被保护的数据，又允许多个读者和多个写者同时访问被保护的数据（注意：是否可以有多个写者并行访问取决于写者之间使用的同步机制），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。但RCU不能替代rwlock，因为如果写比较多时，对读者的性能提高不能弥补写者导致的损失。
读者在访问被RCU保护的共享数据期间不能被阻塞，这是RCU机制得以实现的一个基本前提，也就说当读者在引用被RCU保护的共享数据期间，读者所在的CPU不能发生上下文切换，spinlock和rwlock都需要这样的前提。写者在访问被RCU保护的共享数据时不需要和读者竞争任何锁，只有在有多于一个写者的情况下需要获得某种锁以与其他写者同步。写者修改数据前首先拷贝一个被修改元素的副本，然后在副本上进行修改，修改完毕后它向垃圾回收器注册一个回调函数以便在适当的时机执行真正的修改操作。等待适当时机的这一时期称为grace period，而CPU发生了上下文切换称为经历一个quiescent state，grace period就是所有CPU都经历一次quiescent state所需要的等待的时间。垃圾收集器就是在grace period之后调用写者注册的回调函数来完成真正的数据修改或数据释放操作的。
以下以链表元素删除为例详细说明这一过程。
写者要从链表中删除元素 B，它首先遍历该链表得到指向元素 B 的指针，然后修改元素 B 的前一个元素的 next 指针指向元素 B 的 next 指针指向的元素C，修改元素 B 的 next 指针指向的元素 C 的 prep 指针指向元素 B 的 prep指针指向的元素 A,在这期间可能有读者访问该链表，修改指针指向的操作是原子的，所以不需要同步，而元素 B 的指针并没有去修改，因为读者可能正在使用 B 元素来得到下一个或前一个元素。写者完成这些操作后注册一个回调函数以便在 grace period 之后删除元素 B，然后就认为已经完成删除操作。垃圾收集器在检测到所有的CPU不在引用该链表后，即所有的 CPU 已经经历了 quiescent state,grace period 已经过去后，就调用刚才写者注册的回调函数删除了元素 B。
图 2  使用 RCU 进行链表删除操作