RCU锁基本概念

设计动机

在CPU核数很多的情况下，核间同步需要的硬件代价越来越大。频繁地数据同步会限制多核的性能，因为核间同步必然涉及所有CPU核。提高每个CPU核的使用率，比降低CPU执行延时更能发挥多核优势。全局锁比如spinlock的实现涉及核间同步，多核情况下会愈发耗性能。可以针对特定的场景涉及性能损耗更低的并发控制机制，RCU就是针对读多写少，设计的进程数据同步机制。RCU的读者不加锁，只有写者加锁，因此性能比锁机制更高。

临界资源访问

访问原则有两个：

1. 读者访问临界资源时不加锁，只标记自己进入了临界资源区。
2. 写者如果要更新临界资源，首先拷贝一份要更新的数据，在拷贝上进行数据修改，修改完之后，将更新的数据作为之后进入临界区的写者访问的数据，然后检查临界区是否有其它写者正在访问资源，如果有，等到所有读者资源访问结束，再删除旧的数据

写者等待所有读者资源访问结束的这段时间，叫做宽限期。RCU访问原则的最终目的有两个：

1. 在写者更新临界前已经再访问临界区的读者，看到的临界区资源在整个更新过程中时不变的
2. 在写者更新完，访问临界区的读者，看到的临界区资源是更新后的
   RCU允许宽限期内的读者看到的临界区资源不一致。

实现演化

使用全局位图

原理：每个cpu维护一个per-cpu计数器，计数器维护锁计数，一旦这个cpu进入静默态（计数器变成0），在全局的位图相应位清零。当全局位图都是0，表示宽限期结束。
优点：设计简单
缺点：

1. 读操作慢，每个cpu进入静默态时都要去更新全局的位图
2. 只有在进入静默态，cpu才去更新全局，如果cpu在统计的时间段内一直处于静默，全局位图不会更新。
3. 更新全局位图的需要加锁，保证多核并发操作时的数据一致，这个违背了写者不加锁的原则。降低了性能。

强制进入静默态

原理：使用一个daemon来实现宽限期，当写者要求更新临界资源时，daemon主动抢占每个cpu，让每个cpu都执行一次daemon程序，目的是使cpu上下文发生切换，让cpu进入静默态。当每个cpu都执行了一次daemon程序，就可以宣称宽限期结束。
优点：设计简单
缺点：写者更新的效率比较低，需要维护一个daemon

使用全局位图的拷贝

原理：维护一个全局的位图，每当有cpu进入静默态，就拷贝一份全局的位图，在对应bit上清零
优点：相比使用全局位图，用拷贝的话不需要加锁，相比于第一种用锁实现数据同步，这里用MESI实现数据同步。
缺点：频繁访问全局位图代价比较大，CPU要频繁使用MESI协议保证所有核上的cache数据的一致性，同样涉及硬件。

经典的RCU实现

上面的实现效率低，原因有两个：

1. cpu静默态是主动发起的，这总需要额外的工作，但kernel其实一直有统计信息可以表明静默态的特征。当kernel发生系统调用，陷入，上下文切换时，都是静默态的临界状态。同时cpu空闲和暂停，也间接表示了静默态的临界状态，这些状态中，只要一个状态向另外一个状态转换，就表明cpu一定是进入了静默态。所以只需要统计这些状态的计数，对比当前计数和一段时间前的计数，就可以知道这段时间内cpu是否有进入静默态。
2. 在统计进入静默态的cpu时，需要保证多核看到的数据一致，要么就加锁，要么就拷贝。经典的实现是把静默态的统计放到per-cpu上，由于per-cpu变量是cpu的私有变量，只有本地cpu可以修改，所以不存在数据同步。

因此经典RCU算法实现如下：

1. 等待宽限期的写者，注册一个callback到per-cpu的链表
2. 在一个合适的时间点后，通知所有CPU，现在开始统计宽限期
3. 当每个CPU收到通知后，知道自己要进入新的宽限期后，将自己的静默态统计次数的快照保存下来
4. 每个CPU周期性的对比当前静默态次数和快照的值，如果相同表示没有进入静默态，如果不同，表示进入了静默态，记录下来。当最后一个CPU进入静默态后，表明宽限期结束
5. 每个CPU都有手段知道宽限期的结束，所以可以任意触发一个CPU上的callback，用于通知写者

每个CPU上都注册一个callback，虽然浪费了内存，但是cpu不会有同步信息的操作，因此节约了cpu的成本，相当于用内存换CPU。
算法具体实现中还要考虑以下问题：

1. 写者注册callback的时机是随即的，当一个CPU正处在一个宽限期的统计中，又来了一个callback，要求统计一个宽限期。这种情况需要考虑。
   解决方法：每个CPU不止维护一个当前宽限期的callback(curlist)，还维护下一个宽限期的callback(nextlist)，每个宽限期通过一个id(generation number)区别。当前CPU可能统计的是当前宽限期，但另一个CPU已经进入静默态，就可以统计下一个宽限期，不同CPU可能统计的宽限期不同，可以通过id区分，但不管怎样，所有CPU，只能统计最多两个宽限期。
2. 宽限期的统计开始通知和结束通知，需要知会到每个cpu，需要高效
   解决方法：对每个CPU的静默态次数检查，放在了软中断中，当CPU进入静默态，在软中断上下文触发callback。

SRCU锁 - Sleepable RCU

• 正常情况下，如果在临界区睡眠，相当于CPU进入了静默态，但RCU宽限期统计中不允许有静默态出现在读者访问的临界区里面，否则会影响宽限器的检测，最后造成宽限期无限延长。由于宽限期无限延长，对同一个CPU上的写者来说，注册宽限期结束时的callback是异步的，放到了软中断中，因此一个CPU上的一个进程就可以多次注册宽限期结束的callback，如此迭代最后会造成系统内存资源耗尽然后崩溃。因此RCU规定读者在访问临界区资源不允许睡眠。
• 但在实时系统中，必须实现高优先级的进程抢占低优先级的进程，如果要考虑读者进程访问临界区时CPU被抢占，不得不睡眠的情况。因此提出了可睡眠的RCU。
• SRCU不提倡在临界区睡眠，只考虑如果在临界区睡眠了，把其影响降到最低。通过两个手段来降低睡眠的影响：

1. SRCU只提供宽限期检测的同步接口，当一个CPU上进程的写者发起宽限期检查后，只能同步地等待这个宽限期结束。这样保证了一个CPU上一个进程只能注册一个callback。
2. 将宽限期检查和统计限制在一个子系统中而非整个系统上的进程。这样保证睡眠只影响这个子系统中的写者进程。