透過Linux內(nèi)核看無鎖編程

多核多線程已經(jīng)成為當下一個時髦的話題，而無鎖編程更是這個時髦話題中的熱點話題。Linux內(nèi)核可能是當今最大最復雜的并行程序之一，為我們分析多核多線程提供了絕佳的范例。內(nèi)核設計者已經(jīng)將最新的無鎖編程技術帶進了2。6系統(tǒng)內(nèi)核中，本文以2。6。10版本為藍本，帶領您領略多核多線程編程的真諦，窺探無鎖編程的奧秘，體味大師們的高雅設計！

非阻塞型同步(Non-blockingSynchronization)簡介

如何正確有效的保護共享數(shù)據(jù)是編寫并行程序必須面臨的一個難題，通常的手段就是同步。同步可分為阻塞型同步（BlockingSynchronization）和非阻塞型同步（Non-blockingSynchronization）。

阻塞型同步是指當一個線程到達臨界區(qū)時，因另外一個線程已經(jīng)持有訪問該共享數(shù)據(jù)的鎖，從而不能獲取鎖資源而阻塞，直到另外一個線程釋放鎖。常見的同步原語有mutex、semaphore等。如果同步方案采用不當，就會造成死鎖（deadlock），活鎖（livelock）和優(yōu)先級反轉（priorityinversion），以及效率低下等現(xiàn)象。

為了降低風險程度和提高程序運行效率，業(yè)界提出了不采用鎖的同步方案，依照這種設計思路設計的算法稱為非阻塞型算法，其本質(zhì)特征就是停止一個線程的執(zhí)行不會阻礙系統(tǒng)中其他執(zhí)行實體的運行。

當今比較流行的Non-blockingSynchronization實現(xiàn)方案有三種：

Wait-free

Wait-free是指任意線程的任何操作都可以在有限步之內(nèi)結束，而不用關心其它線程的執(zhí)行速度。Wait-free是基于per-thread的，可以認為是starvation-free的。非常遺憾的是實際情況并非如此，采用Wait-free的程序并不能保證starvation-free，同時內(nèi)存消耗也隨線程數(shù)量而線性增長。目前只有極少數(shù)的非阻塞算法實現(xiàn)了這一點。

Lock-free

Lock-Free是指能夠確保執(zhí)行它的所有線程中至少有一個能夠繼續(xù)往下執(zhí)行。由于每個線程不是starvation-free的，即有些線程可能會被任意地延遲，然而在每一步都至少有一個線程能夠往下執(zhí)行，因此系統(tǒng)作為一個整體是在持續(xù)執(zhí)行的，可以認為是system-wide的。所有Wait-free的算法都是Lock-Free的。

Obstruction-free

Obstruction-free是指在任何時間點，一個孤立運行線程的每一個操作可以在有限步之內(nèi)結束。只要沒有競爭，線程就可以持續(xù)運行。一旦共享數(shù)據(jù)被修改，Obstruction-free要求中止已經(jīng)完成的部分操作，并進行回滾。所有Lock-Free的算法都是Obstruction-free的。

綜上所述，不難得出Obstruction-free是Non-blockingsynchronization中性能最差的，而Wait-free性能是最好的，但實現(xiàn)難度也是最大的，因此Lock-free算法開始被重視，并廣泛運用于當今正在運行的程序中，比如linux內(nèi)核。

一般采用原子級的read-modify-write原語來實現(xiàn)Lock-Free算法，其中LL和SC是Lock-Free理論研究領域的理想原語，但實現(xiàn)這些原語需要CPU指令的支持，非常遺憾的是目前沒有任何CPU直接實現(xiàn)了SC原語。根據(jù)此理論，業(yè)界在原子操作的基礎上提出了著名的CAS（Compare-And-Swap）操作來實現(xiàn)Lock-Free算法，Intel實現(xiàn)了一條類似該操作的指令：cmpxchg8。

CAS原語負責將某處內(nèi)存地址的值（1個字節(jié)）與一個期望值進行比較，如果相等，則將該內(nèi)存地址處的值替換為新值，CAS操作偽碼描述如下：

清單1。CAS偽碼

BoolCAS(T*addr，Texpected，TnewValue)

{

if(*addr==expected)

{

*addr=newValue;

returntrue;

}

else

returnfalse;

}

在實際開發(fā)過程中，利用CAS進行同步，代碼如下所示：

清單2。CAS實際操作

do{

備份舊數(shù)據(jù)；

基于舊數(shù)據(jù)構造新數(shù)據(jù)；

}while(！CAS(內(nèi)存地址，備份的舊數(shù)據(jù)，新數(shù)據(jù)))

就是指當兩者進行比較時，如果相等，則證明共享數(shù)據(jù)沒有被修改，替換成新值，然后繼續(xù)往下運行；如果不相等，說明共享數(shù)據(jù)已經(jīng)被修改，放棄已經(jīng)所做的操作，然后重新執(zhí)行剛才的操作。容易看出CAS操作是基于共享數(shù)據(jù)不會被修改的假設，采用了類似于數(shù)據(jù)庫的commit-retry的模式。當同步?jīng)_突出現(xiàn)的機會很少時，這種假設能帶來較大的性能提升。

加鎖的層級

根據(jù)復雜程度、加鎖粒度及運行速度，可以得出如下圖所示的鎖層級：

圖1。加鎖層級

其中標注為紅色字體的方案為Blockingsynchronization，黑色字體為Non-blockingsynchronization。Lock-based和Lockless-based兩者之間的區(qū)別僅僅是加鎖粒度的不同。圖中最底層的方案就是大家經(jīng)常使用的mutex和semaphore等方案，代碼復雜度低，但運行效率也最低。

Linux內(nèi)核中的無鎖分析

Linux內(nèi)核可能是當今最大最復雜的并行程序之一，它的并行主要來至于中斷、內(nèi)核搶占及SMP等。內(nèi)核設計者們?yōu)榱瞬粩嗵岣週inux內(nèi)核的效率，從全局著眼，逐步廢棄了大內(nèi)核鎖來降低鎖的粒度；從細處下手，不斷對局部代碼進行優(yōu)化，用無鎖編程替代基于鎖的方案，如seqlock及RCU等；不斷減少鎖沖突程度、降低等待時間，如Double-checkedlocking和原子鎖等。

無論什么時候當臨界區(qū)中的代碼僅僅需要加鎖一次，同時當其獲取鎖的時候必須是線程安全的，此時就可以利用Double-checkedLocking模式來減少鎖競爭和加鎖載荷。目前Double-checkedLocking已經(jīng)廣泛應用于單例(Singleton)模式中。內(nèi)核設計者基于此思想，巧妙的將Double-checkedLocking方法運用于內(nèi)核代碼中。

當一個進程已經(jīng)僵死，即進程處于TASK_ZOMBIE狀態(tài)，如果父進程調(diào)用waitpid()系統(tǒng)調(diào)用時，父進程需要為子進程做一些清理性的工作，代碼如下所示：

清單3。少鎖操作

984staticintwait_task_zombie(task_t*p，intnoreap，

985structsiginfo__user*infop，

986int__user*stat_addr，structrusage__user*ru)

987{

……

1103if(p->real_parent！=p->parent){

1104write_lock_irq(&tasklist_lock);[!--empirenews.page--]

1105/*Double-checkwithlockheld。*/

1106if(p->real_parent！=p->parent){

1107__ptrace_unlink(p);

1108//TODO：isthissafe？

1109p->exit_state=EXIT_ZOMBIE;

……

1120}

1121write_unlock_irq(&tasklist_lock);

1122}

……

1127}

如果將write_lock_irq放置于1103行之前，鎖的范圍過大，鎖的負載也會加重，影響效率；如果將加鎖的代碼放到判斷里面，且沒有1106行的代碼，程序會正確嗎？在單核情況下是正確的，但在雙核情況下問題就出現(xiàn)了。一個非主進程在一個CPU上運行，正準備調(diào)用exit退出，此時主進程在另外一個CPU上運行，在子進程調(diào)用release_task函數(shù)之前調(diào)用上述代碼。子進程在exit_notify函數(shù)中，先持有讀寫鎖tasklist_lock，調(diào)用forget_original_parent。主進程運行到1104處，由于此時子進程先持有該鎖，所以父進程只好等待。在forget_original_parent函數(shù)中，如果該子進程還有子進程，則會調(diào)用reparent_thread()，將執(zhí)行p->parent=p->real_parent;語句，導致兩者相等，等非主進程釋放讀寫鎖tasklist_lock時，另外一個CPU上的主進程被喚醒，一旦開始執(zhí)行，繼續(xù)運行將會導致bug。

嚴格的說，Double-checkedlocking不屬于無鎖編程的范疇，但由原來的每次加鎖訪問到大多數(shù)情況下無須加鎖，就是一個巨大的進步。同時從這里也可以看出一點端倪，內(nèi)核開發(fā)者為了降低鎖沖突率，減少等待時間，提高運行效率，一直在持續(xù)不斷的進行改進。

原子操作可以保證指令以原子的方式執(zhí)行——執(zhí)行過程不被打斷。內(nèi)核提供了兩組原子操作接口：一組針對于整數(shù)進行操作，另外一組針對于單獨的位進行操作。內(nèi)核中的原子操作通常是內(nèi)聯(lián)函數(shù)，一般是通過內(nèi)嵌匯編指令來完成。對于一些簡單的需求，例如全局統(tǒng)計、引用計數(shù)等等，可以歸結為是對整數(shù)的原子計算。

1。Lock-free應用場景一——SpinLock

SpinLock是一種輕量級的同步方法，一種非阻塞鎖。當lock操作被阻塞時，并不是把自己掛到一個等待隊列，而是死循環(huán)CPU空轉等待其他線程釋放鎖。Spinlock鎖實現(xiàn)代碼如下：

清單4。spinlock實現(xiàn)代碼

staticinlinevoid__preempt_spin_lock(spinlock_t*lock)

{

……

do{

preempt_enable();

while(spin_is_locked(lock))

cpu_relax();

preempt_disable();

}while(！_raw_spin_trylock(lock));

}

staticinlineint_raw_spin_trylock(spinlock_t*lock)

{

charoldval;

__asm____volatile__(

"xchgb%b0，%1"

："=q"(oldval)，"=m"(lock->lock)

："0"(0)："memory");

returnoldval>0;

}

匯編語言指令xchgb原子性的交換8位oldval(存0)和lock->lock的值，如果oldval為1(lock初始值為1)，則獲取鎖成功，反之，則繼續(xù)循環(huán)，接著relax休息一會兒，然后繼續(xù)周而復始，直到成功。

對于應用程序來說，希望任何時候都能獲取到鎖，也就是期望lock->lock為1，那么用CAS原語來描述_raw_spin_trylock(lock)就是CAS(lock->lock，1，0);

如果同步操作總是能在數(shù)條指令內(nèi)完成，那么使用SpinLock會比傳統(tǒng)的mutexlock快一個數(shù)量級。SpinLock多用于多核系統(tǒng)中，適合于鎖持有時間小于將一個線程阻塞和喚醒所需時間的場合。

pthread庫已經(jīng)提供了對spinlock的支持，所以用戶態(tài)程序也能很方便的使用spinlock了，需要包含pthread。h。在某些場景下，pthread_spin_lock效率是pthread_mutex_lock效率的一倍多。美中不足的是，內(nèi)核實現(xiàn)了讀寫spinlock鎖，但pthread未能實現(xiàn)。

2。Lock-free應用場景二——Seqlock

手表最主要最常用的功能是讀時間，而不是校正時間，一旦后者成了最常用的功能，消費者肯定不會買賬。計算機的時鐘也是這個功能，修改時間是小概率事件，而讀時間是經(jīng)常發(fā)生的行為。以下代碼摘自2。4。34內(nèi)核：

清單5。2。4。34seqlock實現(xiàn)代碼

443voiddo_gettimeofday(structtimeval*tv)

444{

……

448read_lock_irqsave(&xtime_lock，flags);

……

455sec=xtime。tv_sec;

456usec+=xtime。tv_usec;

457read_unlock_irqrestore(&xtime_lock，flags);

……

466}

468voiddo_settimeofday(structtimeval*tv)

469{

470write_lock_irq(&xtime_lock);

……

490write_unlock_irq(&xtime_lock);

491}

不難發(fā)現(xiàn)獲取時間和修改時間采用的是spinlock讀寫鎖，讀鎖和寫鎖具有相同的優(yōu)先級，只要讀持有鎖，寫鎖就必須等待，反之亦然。

Linux2。6內(nèi)核中引入一種新型鎖——順序鎖(seqlock)，它與spinlock讀寫鎖非常相似，只是它為寫者賦予了較高的優(yōu)先級。也就是說，即使讀者正在讀的時候也允許寫者繼續(xù)運行。當存在多個讀者和少數(shù)寫者共享一把鎖時，seqlock便有了用武之地，因為seqlock對寫者更有利，只要沒有其他寫者，寫鎖總能獲取成功。根據(jù)lock-free和時鐘功能的思想，內(nèi)核開發(fā)者在2。6內(nèi)核中，將上述讀寫鎖修改成了順序鎖seqlock，代碼如下：

清單6。2。6。10seqlock實現(xiàn)代碼

staticinlineunsignedread_seqbegin(constseqlock_t*sl)

{

unsignedret=sl->sequence;

smp_rmb();

returnret;

}

staticinlineintread_seqretry(constseqlock_t*sl，unsignediv)

{

smp_rmb();

return(iv&1)|(sl->sequence^iv);

}

staticinlinevoidwrite_seqlock(seqlock_t*sl)

{

spin_lock(&sl->lock);

++sl->sequence;

smp_wmb();[!--empirenews.page--]

}

voiddo_gettimeofday(structtimeval*tv)

{

unsignedlongseq;

unsignedlongusec，sec;

unsignedlongmax_ntp_tick;

……

do{

unsignedlonglost;

seq=read_seqbegin(&xtime_lock);

……

sec=xtime。tv_sec;

usec+=(xtime。tv_nsec/1000);

}while(read_seqretry(&xtime_lock，seq));

……

tv->tv_sec=sec;

tv->tv_usec=usec;

}

intdo_settimeofday(structtimespec*tv)

{

……

write_seqlock_irq(&xtime_lock);

……

write_sequnlock_irq(&xtime_lock);

clock_was_set();

return0;

}

Seqlock實現(xiàn)原理是依賴一個序列計數(shù)器，當寫者寫入數(shù)據(jù)時，會得到一把鎖，并且將序列值加1。當讀者讀取數(shù)據(jù)之前和之后，該序列號都會被讀取，如果讀取的序列號值都相同，則表明寫沒有發(fā)生。反之，表明發(fā)生過寫事件，則放棄已進行的操作，重新循環(huán)一次，直至成功。不難看出，do_gettimeofday函數(shù)里面的while循環(huán)和接下來的兩行賦值操作就是CAS操作。

采用順序鎖seqlock好處就是寫者永遠不會等待，缺點就是有些時候讀者不得不反復多次讀相同的數(shù)據(jù)直到它獲得有效的副本。當要保護的臨界區(qū)很小，很簡單，頻繁讀取而寫入很少發(fā)生（WRRM---WriteRarelyReadMostly）且必須快速時，就可以使用seqlock。但seqlock不能保護包含有指針的數(shù)據(jù)結構，因為當寫者修改數(shù)據(jù)結構時，讀者可能會訪問一個無效的指針。

3。Lock-free應用場景三——RCU

在2。6內(nèi)核中，開發(fā)者還引入了一種新的無鎖機制-RCU(Read-Copy-Update)，允許多個讀者和寫者并發(fā)執(zhí)行。RCU技術的核心是寫操作分為寫和更新兩步，允許讀操作在任何時候無阻礙的運行，換句話說，就是通過延遲寫來提高同步性能。RCU主要應用于WRRM場景，但它對可保護的數(shù)據(jù)結構做了一些限定：RCU只保護被動態(tài)分配并通過指針引用的數(shù)據(jù)結構，同時讀寫控制路徑不能有睡眠。以下數(shù)組動態(tài)增長代碼摘自2。4。34內(nèi)核：

清單7。2。4。34RCU實現(xiàn)代碼

其中ipc_lock是讀者，grow_ary是寫者，不論是讀或者寫，都需要加spinlock對被保護的數(shù)據(jù)結構進行訪問。改變數(shù)組大小是小概率事件，而讀取是大概率事件，同時被保護的數(shù)據(jù)結構是指針，滿足RCU運用場景。以下代碼摘自2。6。10內(nèi)核：

清單8。2。6。10RCU實現(xiàn)代碼

#definercu_read_lock()preempt_disable()

#definercu_read_unlock()preempt_enable()

#definercu_assign_pointer(p，v)({

smp_wmb();

(p)=(v);

})

structkern_ipc_perm*ipc_lock(structipc_ids*ids，intid)

{

……

rcu_read_lock();

entries=rcu_dereference(ids->entries);

if(lid>=entries->size){

rcu_read_unlock();

returnNULL;

}

out=entries->p[lid];

if(out==NULL){

rcu_read_unlock();

returnNULL;

}

……

returnout;

}

staticintgrow_ary(structipc_ids*ids，intnewsize)

{

structipc_id_ary*new;

structipc_id_ary*old;

……

new=ipc_rcu_alloc(sizeof(structkern_ipc_perm*)*newsize+

sizeof(structipc_id_ary));

if(new==NULL)

returnsize;

new->size=newsize;

memcpy(new->p，ids->entries->p，sizeof(structkern_ipc_perm*)*size

+sizeof(structipc_id_ary));

for(i=size;inew->p[i]=NULL;

}

old=ids->entries;

/*

*Usercu_assign_pointer()tomakesurethememcpyedcontents

*ofthenewarrayarevisiblebeforethenewarraybecomesvisible。

*/

rcu_assign_pointer(ids->entries，new);

ipc_rcu_putref(old);

returnnewsize;

}

縱觀整個流程，寫者除內(nèi)核屏障外，幾乎沒有一把鎖。當寫者需要更新數(shù)據(jù)結構時，首先復制該數(shù)據(jù)結構，申請new內(nèi)存，然后對副本進行修改，調(diào)用memcpy將原數(shù)組的內(nèi)容拷貝到new中，同時對擴大的那部分賦新值，修改完畢后，寫者調(diào)用rcu_assign_pointer修改相關數(shù)據(jù)結構的指針，使之指向被修改后的新副本，整個寫操作一氣呵成，其中修改指針值的操作屬于原子操作。在數(shù)據(jù)結構被寫者修改后，需要調(diào)用內(nèi)存屏障smp_wmb，讓其他CPU知曉已更新的指針值，否則會導致SMP環(huán)境下的bug。當所有潛在的讀者都執(zhí)行完成后，調(diào)用call_rcu釋放舊副本。同Spinlock一樣，RCU同步技術主要適用于SMP環(huán)境。

環(huán)形緩沖區(qū)是生產(chǎn)者和消費者模型中常用的數(shù)據(jù)結構。生產(chǎn)者將數(shù)據(jù)放入數(shù)組的尾端，而消費者從數(shù)組的另一端移走數(shù)據(jù)，當達到數(shù)組的尾部時，生產(chǎn)者繞回到數(shù)組的頭部。

如果只有一個生產(chǎn)者和一個消費者，那么就可以做到免鎖訪問環(huán)形緩沖區(qū)（RingBuffer）。寫入索引只允許生產(chǎn)者訪問并修改，只要寫入者在更新索引之前將新的值保存到緩沖區(qū)中，則讀者將始終看到一致的數(shù)據(jù)結構。同理，讀取索引也只允許消費者訪問并修改。

圖2。環(huán)形緩沖區(qū)實現(xiàn)原理圖

如圖所示，當讀者和寫者指針相等時，表明緩沖區(qū)是空的，而只要寫入指針在讀取指針后面時，表明緩沖區(qū)已滿。

清單9。2。6。10環(huán)形緩沖區(qū)實現(xiàn)代碼

/*

*__kfifo_put-putssomedataintotheFIFO，nolockingversion

*Notethatwithonlyoneconcurrentreaderandoneconcurrent

*writer，youdon‘tneedextralockingtousethesefunctions。[!--empirenews.page--]

*/

unsignedint__kfifo_put(structkfifo*fifo，

unsignedchar*buffer，unsignedintlen)

{

unsignedintl;

len=min(len，fifo->size-fifo->in+fifo->out);

/*firstputthedatastartingfromfifo->intobufferend*/

l=min(len，fifo->size-(fifo->in&(fifo->size-1)));

memcpy(fifo->buffer+(fifo->in&(fifo->size-1))，buffer，l);

/*thenputtherest(ifany)atthebeginningofthebuffer*/

memcpy(fifo->buffer，buffer+l，len-l);

fifo->in+=len;

returnlen;

}

/*

*__kfifo_get-getssomedatafromtheFIFO，nolockingversion

*Notethatwithonlyoneconcurrentreaderandoneconcurrent

*writer，youdon‘tneedextralockingtousethesefunctions。

*/

unsignedint__kfifo_get(structkfifo*fifo，

unsignedchar*buffer，unsignedintlen)

{

unsignedintl;

len=min(len，fifo->in-fifo->out);

/*firstgetthedatafromfifo->outuntiltheendofthebuffer*/

l=min(len，fifo->size-(fifo->out&(fifo->size-1)));

memcpy(buffer，fifo->buffer+(fifo->out&(fifo->size-1))，l);

/*thengettherest(ifany)fromthebeginningofthebuffer*/

memcpy(buffer+l，fifo->buffer，len-l);

fifo->out+=len;

returnlen;

}

以上代碼摘自2。6。10內(nèi)核，通過代碼的注釋（斜體部分）可以看出，當只有一個消費者和一個生產(chǎn)者時，可以不用添加任何額外的鎖，就能達到對共享數(shù)據(jù)的訪問。

總結

通過對比2。4和2。6內(nèi)核代碼，不得不佩服內(nèi)核開發(fā)者的智慧，為了提高內(nèi)核性能，一直不斷的進行各種優(yōu)化，并將業(yè)界最新的lock-free理念運用到內(nèi)核中。

在實際開發(fā)過程中，進行無鎖設計時，首先進行場景分析，因為每種無鎖方案都有特定的應用場景，接著根據(jù)場景分析進行數(shù)據(jù)結構的初步設計，然后根據(jù)先前的分析結果進行并發(fā)模型建模，最后在調(diào)整數(shù)據(jù)結構的設計，以便達到最優(yōu)。