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Linux內(nèi)核中的RCU機(jī)制
RCU的設(shè)計(jì)思想比較明確，通過新老指針替換的方式來實(shí)現(xiàn)免鎖方式的共享保護(hù)。但是具體到代碼的層面，理解起來多少還是會(huì)有些困難。下面小編準(zhǔn)備了關(guān)于Linux內(nèi)核中的RCU機(jī)制的文章，提供給大家參考!
RCU讀取側(cè)進(jìn)入臨界區(qū)的標(biāo)志是調(diào)用rcu_read_lock，這個(gè)函數(shù)的代碼是：
static inline void rcu_read_lock(void)
{
__rcu_read_lock();
__acquire(RCU);
rcu_read_acquire();
}
該實(shí)現(xiàn)里面貌似有三個(gè)函數(shù)調(diào)用，但實(shí)質(zhì)性的工作由第一個(gè)函數(shù)__rcu_read_lock()來完成，__rcu_read_lock()通過調(diào)用 preempt_disable()關(guān)閉內(nèi)核可搶占性。但是中斷是允許的，假設(shè)讀取者正處于rcu臨界區(qū)中且剛讀取了一個(gè)共享數(shù)據(jù)區(qū)的指針p(但是還沒有訪問p中的數(shù)據(jù)成員)，發(fā)生了一個(gè)中斷，而該中斷處理例程ISR恰好需要修改p所指向的數(shù)據(jù)區(qū)，按照RCU的設(shè)計(jì)原則，ISR會(huì)新分配一個(gè)同樣大小的數(shù)據(jù)區(qū)new_p，再把老數(shù)據(jù)區(qū)p中的數(shù)據(jù)拷貝到新數(shù)據(jù)區(qū)，接著是在new_p的基礎(chǔ)上做數(shù)據(jù)修改的工作(因?yàn)槭窃趎ew_p空間中修改，所以不存在對(duì)p的并發(fā)訪問，因此說RCU是一種免鎖機(jī)制，原因就在這里)，ISR在把數(shù)據(jù)更新的工作完成后，將new_p賦值給p(p=new_p),最后它會(huì)再注冊(cè)一個(gè)回調(diào)函數(shù)用以在適當(dāng)?shù)臅r(shí)候釋放老指針p。因此，只要對(duì)老指針p上的所有引用都結(jié)束了，釋放p就不會(huì)有問題。當(dāng)中斷處理例程做完這些工作返回后，被中斷的進(jìn)程將依然訪問到p空間上的數(shù)據(jù)，也就是老數(shù)據(jù)，這樣的結(jié)果是RCU機(jī)制所允許的。RCU規(guī)則對(duì)讀取者與寫入者之間因指針切換所造成的短暫的資源視圖不一致問題是允許的。
接下來關(guān)于RCU一個(gè)有趣的問題是：何時(shí)才能釋放老指針。我見過很多書中對(duì)此的回答是：當(dāng)系統(tǒng)中所有處理器上都發(fā)生了一次進(jìn)程切換。這種程式化的回答常常讓剛接觸RCU機(jī)制的讀者感到一頭霧水，為什么非要等所有處理器上都發(fā)生一次進(jìn)程切換才可以調(diào)用回調(diào)函數(shù)釋放老指針呢?這其實(shí)是RCU的設(shè)計(jì)規(guī)則決定的： 所有對(duì)老指針的引用只可能發(fā)生在rcu_read_lock與rcu_read_unlock所包括的臨界區(qū)中，而在這個(gè)臨界區(qū)中不可能發(fā)生進(jìn)程切換，而一旦出了該臨界區(qū)就不應(yīng)該再有任何形式的對(duì)老指針p的引用。很明顯，這個(gè)規(guī)則要求讀取者在臨界區(qū)中不能發(fā)生進(jìn)程切換，因?yàn)橐坏┯羞M(jìn)程切換，釋放老指針的回調(diào)函數(shù)就有可能被調(diào)用，從而導(dǎo)致老指針被釋放掉，當(dāng)被切換掉的進(jìn)程被重新調(diào)度運(yùn)行時(shí)它就有可能引用到一個(gè)被釋放掉的內(nèi)存空間。
現(xiàn)在我們看到為什么rcu_read_lock只需要關(guān)閉內(nèi)核可搶占性就可以了，因?yàn)樗沟眉幢阍谂R界區(qū)中發(fā)生了中斷，當(dāng)前進(jìn)程也不可能被切換除去。 內(nèi)核開發(fā)者，確切地說，RCU的設(shè)計(jì)者所能做的只能到這個(gè)程度。接下來就是使用者的責(zé)任了，如果在rcu的臨界區(qū)中調(diào)用了一個(gè)函數(shù)，該函數(shù)可能睡眠，那么RCU的設(shè)計(jì)規(guī)則就遭到了破壞，系統(tǒng)將進(jìn)入一種不穩(wěn)定的狀態(tài)。
這再次說明，如果想使用一個(gè)東西，一定要搞清楚其內(nèi)在的機(jī)制，象上面剛提到的那個(gè)例子，即便現(xiàn)在程序不出現(xiàn)問題，但是系統(tǒng)中留下的隱患如同一個(gè)定時(shí)炸彈， 隨時(shí)可能被引爆，尤其是過了很長(zhǎng)時(shí)間問題才突然爆發(fā)出來。絕大多數(shù)情形下，找到問題所花費(fèi)的時(shí)間可能要遠(yuǎn)遠(yuǎn)大于靜下心來仔細(xì)搞懂RCU的原理要多得多。
RCU中的讀取者相對(duì)rwlock的讀取者而言，自由度更高。因?yàn)镽CU的讀取者在訪問一個(gè)共享資源時(shí)，不需要考慮寫入者的感受，這不同于rwlock的寫入者，rwlock reader在讀取共享資源時(shí)需要確保沒有寫入者在操作該資源。兩者之間的差異化源自RCU對(duì)共享資源在讀取者與寫入者之間進(jìn)行了分離，而rwlock的 讀取者和寫入者則至始至終只使用共享資源的一份拷貝。這也意味著RCU中的寫入者要承擔(dān)更多的責(zé)任，而且對(duì)同一共享資源進(jìn)行更新的多個(gè)寫入者之間必須引入某種互斥機(jī)制，所以RCU屬于一種"免鎖機(jī)制"的說法僅限于讀取者與寫入者之間。所以我們看到：RCU機(jī)制應(yīng)該用在有大量的讀取操作，而更新操作相對(duì)較少的情形下。此時(shí)RCU可以大大提升系統(tǒng)系能，因?yàn)镽CU的讀取操作相對(duì)其他一些有鎖機(jī)制而言，在鎖上的開銷幾乎沒有。
實(shí)際使用中，共享的資源常常以鏈表的形式存在，內(nèi)核為RCU模式下的鏈表操作實(shí)現(xiàn)了幾個(gè)接口函數(shù)，讀取者和使用者應(yīng)該使用這些內(nèi)核函數(shù)，比如 list_add_tail_rcu, list_add_rcu，hlist_replace_rcu等等，具體的使用可以參考某些內(nèi)核編程或者設(shè)備驅(qū)動(dòng)程序方面的資料。
在釋放老指針方面，Linux內(nèi)核提供兩種方法供使用者使用，一個(gè)是調(diào)用call_rcu,另一個(gè)是調(diào)用synchronize_rcu。前者是一種異步 方式，call_rcu會(huì)將釋放老指針的回調(diào)函數(shù)放入一個(gè)結(jié)點(diǎn)中，然后將該結(jié)點(diǎn)加入到當(dāng)前正在運(yùn)行call_rcu的處理器的本地鏈表中，在時(shí)鐘中斷的 softirq部分(RCU_SOFTIRQ)， rcu軟中斷處理函數(shù)rcu_process_callbacks會(huì)檢查當(dāng)前處理器是否經(jīng)歷了一個(gè)休眠期(quiescent，此處涉及內(nèi)核進(jìn)程調(diào)度等方面的內(nèi)容)，rcu的內(nèi)核代碼實(shí)現(xiàn)在確定系統(tǒng)中所有的處理器都經(jīng)歷過了一個(gè)休眠期之后(意味著所有處理器上都發(fā)生了一次進(jìn)程切換，因此老指針此時(shí)可以被安全釋放掉了)，將調(diào)用call_rcu提供的回調(diào)函數(shù)。
synchronize_rcu的實(shí)現(xiàn)則利用了等待隊(duì)列，在它的實(shí)現(xiàn)過程中也會(huì)向call_rcu那樣向當(dāng)前處理器的本地鏈表中加入一個(gè)結(jié)點(diǎn)，與 call_rcu不同之處在于該結(jié)點(diǎn)中的回調(diào)函數(shù)是wakeme_after_rcu，然后synchronize_rcu將在一個(gè)等待隊(duì)列中睡眠，直到系統(tǒng)中所有處理器都發(fā)生了一次進(jìn)程切換，因而wakeme_after_rcu被rcu_process_callbacks所調(diào)用以喚醒睡眠的 synchronize_rcu，被喚醒之后，synchronize_rcu知道它現(xiàn)在可以釋放老指針了。
所以我們看到，call_rcu返回后其注冊(cè)的回調(diào)函數(shù)可能還沒被調(diào)用，因而也就意味著老指針還未被釋放，而synchronize_rcu返回后老指針肯定被釋放了。所以，是調(diào)用call_rcu還是synchronize_rcu，要視特定需求與當(dāng)前上下文而定，比如中斷處理的上下文肯定不能使用 synchronize_rcu函數(shù)了。
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