自旋锁spinlock剖析与改进
1， spinlock介绍
spinlock又称自旋锁，线程通过busy-wait-loop的方式来获取锁，任时刻只有一个线程能够获得锁，其他线程忙等待直到获得锁。spinlock在多处理器多线程环境的场景中有很广泛的使用，一般要求使用spinlock的临界区尽量简短，这样获取的锁可以尽快释放，以满足其他忙等的线程。Spinlock和mutex不同，spinlock不会导致线程的状态切换(用户态->内核态)，但是spinlock使用不当(如临界区执行时间过长)会导致cpu busy飙高。
2， spinlock与mutex对比
2.1，优缺点比较
spinlock不会使线程状态发生切换，mutex在获取不到锁的时候会选择sleep。
mutex获取锁分为两阶段，第一阶段在用户态采用spinlock锁总线的方式获取一次锁，如果成功立即返回；否则进入第二阶段，调用系统的futex锁去sleep，当锁可用后被唤醒，继续竞争锁。
Spinlock优点：没有昂贵的系统调用，一直处于用户态，执行速度快。
Spinlock缺点：一直占用cpu，而且在执行过程中还会锁bus总线，锁总线时其他处理器不能使用总线。
Mutex优点：不会忙等，得不到锁会sleep。
Mutex缺点：sleep时会陷入到内核态，需要昂贵的系统调用。
2.2，使用准则
Spinlock使用准则：临界区尽量简短，控制在100行代码以内，不要有显式或者隐式的系统调用，调用的函数也尽量简短。例如，不要在临界区中调用read,write,open等会产生系统调用的函数，也不要去sleep；strcpy，memcpy等函数慎用，依赖于数据的大小。
3， spinlock系统实现
spinlock的实现方式有多种，但是思想都是差不多的，现罗列一下：
3.1，glibc-2.9中的实现方法：
{
asm ( " \n "
" 1:\t " LOCK_PREFIX " decl %0\n\t "
" jne 2f\n\t "
" .subsection 1\n\t "
" .align 16\n "
" 2:\trep; nop\n\t "
" cmpl $0, %0\n\t "
" jg 1b\n\t "
" jmp 2b\n\t "
" .previous "
: " =m " (*lock)
: " m " (*lock)) ;
return 0 ;
}
执行过程：
1，lock_prefix 即 lock。lock decl %0，锁总线将%0(即lock变量)减一。Lock可以保证接下来一条指令的原子性。
2， 如果lock=1，decl的执行结果为lock=0，ZF标志位为1，直接跳到return 0；否则跳到标签2。也许要问，为啥能直接跳到return 0呢？因为subsection和previous之间的代码被编译到别的段中，因此jne之后紧接着的代码就是 return 0 (leaveq;retq)。Rep nop在经过编译器编译之后被编译成 pause。
3， 如果跳到标签2，说明获取锁不成功，循环等待lock重新变成1，如果lock为1跳到标签1重新竞争锁。
该实现采用的是AT&T的汇编语法，更详细的执行流程解释可以参考“五竹”大牛的文档。
3.2，系统自带(glibc-2.3.4)spinlock反汇编代码：
系统环境：
(gdb) disas pthread_spin_lock
Dump of assembler code for function pthread_spin_lock:
//eax寄存器清零，做返回值
0x0000003056a092f0
//rdi存的是lock锁地址，原子减一
0x0000003056a092f2
//杯了个催的，加锁不成功，跳转，开始busy wait
0x0000003056a092f5
//终于夹上了…加锁成功，返回
0x0000003056a092f7
……………………………………….省略若干nop……………………………………….
0x0000003056a092ff
//pause指令降低CPU功耗
0x0000003056a09300
//检查锁是否可用
0x0000003056a09302
//回跳，重新锁总线获取锁
0x0000003056a09305
//长夜漫漫，爱上一个不回家的人，继续等~
0x0000003056a09307
0x0000003056a09309
……………………………………….省略若干nop……………………………………….
End of assembler dump.
Glibc的汇编代码还是很简洁的，没有多余的代码。
4， Pause指令解释（from intel）：
Description
Improves the performance of spin-wait loops. When executing a “spin-wait loop,” a Pentium 4 or Intel Xeon processor suffers a severe performance penalty when exiting the loop because it detects a possible memory order violation. The PAUSE instruction provides a hint to the processor that the code sequence is a spin-wait loop. The processor uses this hint to avoid the memory order violation in most situations, which greatly improves processor performance. For this reason, it is recommended that a PAUSE instruction be placed in all spin-wait loops.
提升spin-wait-loop的性能，当执行spin-wait循环的时候，笨死和小强处理器会因为在退出循环的时候检测到memory order violation而导致严重的性能损失，pause指令就相当于提示处理器哥目前处于spin-wait中。在绝大多数情况下，处理器根据这个提示来避免violation，藉此大幅提高性能，由于这个原因，我们建议在spin-wait中加上一个pause指令。
名词解释(以下为本人猜想)：memory order violation，直译为-内存访问顺序冲突，当处理器在(out of order)乱序执行的流水线上去内存load某个内存地址的值(此处是lock)的时候，发现这个值正在被store，而且store本身就在load之前，对于处理器来说，这就是一个hazard，流水流不起来。
在本文中，具体是指当一个获得锁的工作线程W从临界区退出，在调用unlock释放锁的时候，有若干个等待线程S都在自旋检测锁是否可用，此时W线程会产生一个store指令，若干个S线程会产生很多load指令，在store之后的load指令要等待store在流水线上执行完毕才能执行，由于处理器是乱序执行，在没有store指令之前，处理器对多个没有依赖的load是可以随机乱序执行的，当有了store指令之后，需要reorder重新排序执行，此时会严重影响处理器性能，按照intel的说法，会带来25倍的性能损失。Pause指令的作用就是减少并行load的数量，从而减少reorder时所耗时间。
An additional function of the PAUSE instruction is to reduce the power consumed by a Pentium 4 processor while executing a spin loop. The Pentium 4 processor can execute a spin-wait loop extremely quickly, causing the processor to consume a lot of power while it waits for the resource it is spinning on to become available. Inserting a pause instruction in a spin-wait loop greatly reduces the processor’s power consumption.
Pause指令还有一个附加作用是减少笨死处理器在执行spin loop时的耗电量。当笨死探测锁是否可用时，笨死以飞快的速度执行spin-wait loop，导致消耗大量电量。在spin-wait loop中插入一条pause指令会显著减少处理器耗电量。
This instruction was introduced in the Pentium 4 processors, but is backward compatible with all IA-32 processors. In earlier IA-32 processors, the PAUSE instruction operates like a NOP instruction. The Pentium 4 and Intel Xeon processors implement the PAUSE instruction as a pre-defined delay. The delay is finite and can be zero for some processors. This instruction does not change the architectural state of the processor (that is, it performs essentially a delaying no-op operation).
该指令在笨死中被引入，但是向后兼容所有IA-32处理器，在早期的IA-32处理器中，pause指令以nop的方式来运行，笨死和小强以一个预定义delay的方式来实现pause，该延迟是有限的，在某些处理器上可能是0，pause指令并不改变处理器的架构（位？）状态（也就是说，它是一个延迟执行的nop指令）。至于Pause指令的延迟有多大，intel并没有给出具体数值，但是据某篇文章给出的测试结果，大概有38~40个clock左右（官方数字：nop延迟是1个clock），一下子延迟40个clock，intel也够狠的。
This instruction’s operation is the same in non-64-bit modes and 64-bit mode.
该指令在64位与非64位模式下的表现是一致的。
5， spinlock改进
根据上一小节的分析，pause指令最主要的作用是减低功耗和延迟执行下一条指令。所以我们可以有这样的猜想：如果在spin-wait的过程中，记录下加锁失败的次数，对失败的加锁行为进行惩罚(failure penalty)，让等待时间和失败次数成正比，即失败次数越多等待时间越长、执行的pause指令越多。
- 这样的好处有：
A，在锁竞争很激烈的情况下，通过增加延迟来降低锁总线的次数，当锁总线次数降低时，系统其它程序对内存的竞争减少，提高系统整体吞吐量。
B，在锁竞争很激烈的情况下，减少计算指令的执行次数，降低功耗，低碳低碳！！！
C，当锁竞争不激烈时，还能获得和原来一样的性能。
- 但是带来的问题有：
A，如果竞争锁失败次数越多，pause次数越多的话，会导致有些线程产生starvation。
B，在某些特殊的场景下，锁竞争很小的时候，failure penalty可能会导致程序执行时间变长，进而导致总的加锁次数不一定减少。
- 解决方案：
当失败次数超过一个阈值的时候，将失败次数清零，使线程以洁白之躯重新参与竞争；对于少数failure penalty导致执行时间延长的情况，可以先忽略。
- 基于failure penalty的改进实现：
为了便于区分，起了很山寨的名字叫newlock，对比对象是sim_spin_lock，sim_spin_lock与pthread_spin_lock算法一致，实现细节基本一致，之所以加入这种对比是为了更加精确地衡量新算法的效果。ecx寄存器记录下本次加锁过程的失败次数。
__asm__(
//eax清零，记录当前lock次数
" xor %%eax,%%eax\n\t "
//ecx清零，记录总的lock次数
" xor %%ecx,%%ecx\n\t "
//记录加锁次数
" 1:incl %%ecx\n\t "
//记录当前加锁次数
" incl %%eax\n\t "
//锁总线，开始加锁，rdi寄存器存储的是lock变量的地址
" lock decl(%%rdi)\n\t "
//加锁不成功
" jne 2f\n\t "
//加锁成功，将锁总线次数作为返回值返回
" movl %%ecx,%%eax\n\t "
" leave\n\t "
" retq\n\t "
" nop\n\t "
" nop\n\t "
//pause跳转标签
" 5:pause\n\t "
" 4:pause\n\t "
" 3:pause\n\t "
" 2:pause\n\t "
//探测锁是否可用
" cmpl $0x0,(%%rdi)\n\t "
//锁可用，重新加锁
" jg 1b\n\t "
//加锁次数与4取模
" and $0x3,%%eax\n\t "
//根据结果进行跳转
" cmpl $0x0,%%eax\n\t "
" je 2b\n\t "
" cmpl $0x1,%%eax\n\t "
" je 3b\n\t "
" cmpl $0x2,%%eax\n\t "
" je 4b\n\t "
" je 5b\n\t "
" nop\n\t "
" nop\n\t "
:
: " D " (lock)
: " %eax " , " %ecx " , " %edx " ) ;
}
- 与pthread_spin_lock算法相同的sim_spin_lock:
__asm__(
//eax清零，记录当前lock次数
" xor %%eax,%%eax\n\t "
//ecx清零，记录总的lock次数
" xor %%ecx,%%ecx\n\t "
//记录加锁次数
" 1:incl %%ecx\n\t "
//记录当前加锁次数
" incl %%eax\n\t "
//锁总线，开始加锁，rdi寄存器存储的是lock变量的地址
" lock decl(%%rdi)\n\t "
//加锁不成功
" jne 2f\n\t "
//加锁成功，将锁总线次数作为返回值返回
" movl %%ecx,%%eax\n\t "
" leave\n\t "
" retq\n\t "
" nop\n\t "
" nop\n\t "
//pause跳转标签
" 2:pause\n\t "
//探测锁是否可用
" cmpl $0x0,(%%rdi)\n\t "
//锁可用，重新加锁
" jg 1b\n\t "
" jmp 2b\n\t "
" nop\n\t "
" nop\n\t "
:
: " D " (lock)
: " %eax " , " %ecx " , " %edx " ) ;
}
6， 性能对比
- 测试环境：
处理器：8Core Intel(R) Xeon(R) CPU E5410 @ 2.33GHz
Glibc版本：glibc-2.3.4-2.43
GCC版本：3.4.6
- 测试程序：
#include < pthread.h >
#include < stdlib.h >
#include < sys / time.h >
#include " liblock.h "
#define MAX_LOOP 1000000
#define CODE_LEN 10
pthread_spinlock_t mylock;
long g_count = 0 ;
int thread_count = 20 ;
int _nlock = 0 ;
int lock_count = 0 ;
int loop_count = 1000000 ;
int code_len = 1 ;
void * func( void * arg){
int j, k, m;
for ( int i = 0 ; i < loop_count; i ++ ){
if (_nlock == 0 ){
lock_count += sim_spin_lock( & mylock);
// pthread_spin_lock(&mylock);
} else {
lock_count += newlock( & mylock);
// newlock(&mylock);
}
g_count ++ ;
// 下面这几句代码之间有很强的依赖性，流水hazard比较多
// 每句代码都要依赖上一句的执行结果，而且都是store操作
// 用于模仿实际情况中的临界区代码
for ( int i = 0 ; i < code_len; i ++ ){
j = k;
m = j;
k = m;
m = j + 1 ;
k = m + 2 ;
j = m + k;
}
pthread_spin_unlock( & mylock);
}
return NULL;
}
int get_process_time( struct timeval * ptvStart)
{
struct timeval tvEnd;
gettimeofday( & tvEnd,NULL);
return ((tvEnd.tv_sec - ptvStart -> tv_sec) * 1000 + (tvEnd.tv_usec - ptvStart -> tv_usec) / 1000 );
}
int main( int argc, char * argv[]){
if (argc < 3 ){
return 0 ;
}
int ms_time = 0 ;
struct timeval tvStart;
_nlock = atoi(argv[ 1 ]);
thread_count = atoi(argv[ 2 ]);
loop_count = atoi(argv[ 3 ]);
code_len = atoi(argv[ 4 ]);
pthread_t * tid = (pthread_t * )malloc( sizeof (pthread_t) * thread_count);
pthread_spin_init( & mylock, 0 );
gettimeofday( & tvStart,NULL);
for ( int i = 0 ; i < thread_count; i ++ ){
pthread_create( & tid[i], NULL, func, NULL);
}
void * tret;
for ( int i = 0 ; i < thread_count; i ++ ){
int ret = pthread_join(tid[i], & tret);
if (ret != 0 ){
printf( " cannot join thread1 " );
}
}
ms_time = get_process_time( & tvStart);
fprintf(stderr, " g_count:%ld\tlock_count:%ld\tloop_count:%d\tcode_len:%d\ttime:%.2f\n " , \
g_count, lock_count, loop_count, code_len, ms_time / 1000.0f );
return 0 ;
}
- Benchmark设置：
>输入参数：
线程数量：1，2，3，5，7，8，10，12，14，16，18，20，25，30，35，40
每个线程加锁（循环）次数：5000000
临界区长度：1，1+1*6，1+3*6，1+5*6，1+10*6，1+20*6，1+50*6，1+100*6
case执行次数：每个case执行10次，尽量减少误差
> 输出参数：
执行时间：平均执行时间
锁总线次数：平均锁总线次数
- 执行时间对比：
- 锁总线次数对比：
还有若干图，囿于篇幅和时间，亲们我就不贴了
7， 实验结果分析
- 定义：
竞争因子：竞争因子=线程数量/处理器个数。以本文为例，假设有16个线程，处理器为8核，那么竞争因子为2
- 竞争因子与执行时间的关系：
当竞争因子为1/8，也就是只有一个线程的时候，很明显两种算法的执行时间是一致的，因为此时没有其他线程竞争锁；当竞争因子在1/8~4/8之间的时候，在某些情况下（依赖于临界区长度）新算法性能低于老算法；当竞争因子大于4/8的时候，新算法性能优于老算法。
- 竞争因子与锁总线次数的关系：
当竞争因子为1/8的时候，新老算法一致（原理同上）；当竞争因子在1/8~4/8之间的时候，大部分情况下老算法性能优于新算法；当竞争因子大于4/8的时候，新算法性能优于老算法，由于锁总线次数基数比较大，在图上可能比较难看出来。
- 拐点：
细心的同学可能会发现有一个拐点：就是当临界区的长度为 1+50*6 的时候，也就是临界区有300行代码的时候，新算法锁总线次数要比老算法多，而且执行时间也长一些，这就牵扯到新算法的一个缺点：在某些情况下，当锁可用，需要去竞争锁的时候，由于线程还在pause中，只有等pause结束才能去竞争，而pause结束时，锁很可能不可用（被其他线程获取），根据新算法，加锁失败线程又要多pause一次，导致整体的锁总线次数和执行时间增加。这个拐点依赖于竞争因子、具体的处理器、具体的临界区代码、pause执行周期。
- 不足：
由于时间的关系，试验做的不是很足；指令回避那块可以做优化（目前只是简单的cmpl和jmp）；到底最大pause次数是多少需要试验来支撑，目前是4次；个人感觉pause的处理器实现粒度还是比较粗的，应该是intel的一个经验值，接下来的试验可以用nop来代替pause，这样得出来的数据应该会更为平滑一些，控制也更为细腻。
- 总结：
当竞争比较激烈的时候，新算法在绝大部分情况下优于老算法（除了拐点），大概有2-5%的提升；当处理器竞争比较小的时候，尤其是竞争因子为3/8的时候，新算法不如老算法；如果用nop替代pause应该会有更好的表现。
