postgresql内核分析 spinlock与lwlock原理与实现机制
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概述
在postgresql 中，有大量的并发同步，所以避免不了使用很多保护锁。
同时为了提升并发的性能，针对不同场景下的加锁需求，设计了:
- spinlock 自旋锁
- lightweight lock(LWLocks) 轻量级锁
- regular lock(a/k/a heavyweight locks) 普通锁
- SIReadLock predicate locks 谓词锁
本文主要针对这四种锁进行分享，起抛砖引玉的作用。
spinlock
是一种持有时间非常短的锁。它是通过test and set 原子操作来实现。
通过一定时间内的检测，如果没有持有就获得，这个时间大概是1min，超时就会导致ERR错误。
所以此类锁，都是一些状态保护，很快就释放，中间没有IO，大的内存操作。它的实现依赖于操作系统的原子操作实现，所以通过宏定义共公接口，底层根据不同操作系统实现不同。
也可以说是一种无锁化的实现，需要原子操作TAS和内存同步。
操作函数
#define SpinLockInit(lock) S_INIT_LOCK(lock)
#define SpinLockAcquire(lock) S_LOCK(lock)
#define SpinLockRelease(lock) S_UNLOCK(lock)
#define SpinLockFree(lock) S_LOCK_FREE(lock)
底层操作函数有这四个，是通过宏定义给出，对于不同操作系统下，定义了具体的原子操作。
在支持TAS 原语的操作系统上，用TAS来实现，如加锁的函数如下
int s_lock(volatile slock_t *lock, const char *file, int line, const char *func)
{
SpinDelayStatus delayStatus;
init_spin_delay(&delayStatus, file, line, func);
while (TAS_SPIN(lock))
{
perform_spin_delay(&delayStatus);
}
finish_spin_delay(&delayStatus);
return delayStatus.delays;
}
#define TAS_SPIN(lock) (*(lock) ? 1 : TAS(lock))
static __inline__ int
tas(volatile slock_t *lock)
{
slock_t _res = 1;
__asm__ __volatile__(
" lock \n"
" xchgb %0,%1 \n"
: "+q"(_res), "+m"(*lock)
: /* no inputs */
: "memory", "cc");
return (int) _res;
}
可以看到核心代码是通过汇编实现TAS操作，大致流程是这样：
- 检测lock是否为0 ,如果不为0，说明还没有解锁，继续等，直到超时；
- 如果已经解锁，就走入汇编代码；锁定总线，通过xchgb 原子交换lock和_res=1 两个值，进行内存同步；加锁成功；
- 此时TAS_PIN返回0，等待结束；
而slock_t 是什么类型呢?
如果在支持TAS指令的操作系统下是如下定义
typedef unsigned char slock_t;
是一个字节，这样可以很快的检测和原子交换赋值
注意事项
通过上面的原理介绍，可以看到它等待的时间非常短，这就是说在锁持有时，不能占用太久时间。
因此，在持有spinlock时，只是一些状态的获取和赋值，就要立即释放，否则就会有大量超时。
在锁持有此间，避免磁盘，网络，函数调用等其它额外操作。
轻量级锁 lightweight lock
介绍
轻量级锁将加锁过程分成了两个阶段，第一阶段通过原子操作来检测，如果可以加锁，就加锁成功；如果不能加锁，进入第二阶段，将自己加入等待队列，并阻塞在信号量上；
主要用于共享内存和数据块的操作保护
它因为分了两个阶段，所以较一般的系统级锁性能更高效一些。
它提供了如下特点：
- 能够快速检测锁状态，并且获取到锁；
- 每个后台进程只能有一个排队中的轻量级锁；
- 在持有锁期间，信号会被阻塞
- 在错误时会释放锁；
数据结构
typedef struct LWLock
{
uint16 tranche; /* tranche ID */
pg_atomic_uint32 state; /* state of exclusive/nonexclusive lockers */
proclist_head waiters; /* list of waiting PGPROCs */
#ifdef LOCK_DEBUG
pg_atomic_uint32 nwaiters; /* number of waiters */
struct PGPROC *owner; /* last exclusive owner of the lock */
#endif
} LWLock;
extern bool LWLockAcquire(LWLock *lock, LWLockMode mode);
extern bool LWLockConditionalAcquire(LWLock *lock, LWLockMode mode);
extern bool LWLockAcquireOrWait(LWLock *lock, LWLockMode mode);
extern void LWLockRelease(LWLock *lock);
初始化
加锁
- 判断是否已经持有锁数量，超过上限；阻塞信号中断；
- 第一阶段 尝试加锁，加上时直接返回锁；否则将自己放入等待队列；再次尝试加锁；
- 第二阶段 如果仍没有获取到锁时，在当前backend对应的 MyProc中的信号量上进行等待；
直到被唤醒，如果proc->lwWaiting == LW_WS_NOT_WAITING时，继续等待；
- 当获取到锁时，将锁加入自己持有锁的数组中记录；
解锁
从本等数据中获取当前锁的加锁模式； 从锁中解除；
如果有等待者，将它们从等待队列中移除，然后唤醒它们；等待者们将再次竞争；
等待锁释放
bool
LWLockAcquireOrWait(LWLock *lock, LWLockMode mode);
- 介绍
这个接口有点意思，即可以获取锁，也用来等待别人释放锁;
当前锁如果没有被占用，则占有锁后函数返回；
如果当前锁被占用，则等待锁，等别人释放锁后，就直接返回，而不持有锁。
- 用途
这个函数主要用来在写WAL时，获取锁，因为同时只能有一个进程写WAL；
如果当前没有人写WAL，则持有锁后，执行WAL写入。
如果当前已经有人持有锁，在写WAL，那么自己的WAL也会被写入，因为WAL是顺序写入，后写时，需要把前面的内容都要写入。
条件变量
static bool LWLockConflictsWithVar(LWLock *lock,
uint64 *valptr, uint64 oldval, uint64 *newval,
bool *result)
bool LWLockWaitForVar(LWLock *lock, uint64 *valptr, uint64 oldval, uint64 *newval);
void LWLockUpdateVar(LWLock *lock, uint64 *valptr, uint64 val);
基于轻量级锁，又实现了一组类似于条件变量的接口；
LWLockWaitForVar检测变量是否变化，如果没人持有锁，那就直接返回；如果有锁，则等待，直到锁释放后，返回新值；
LWLockUpdateVar是改变变量的值，并通知等待者，唤醒等待者；
锁排队
lightweiht lock可能会长时间等待，因此每个backend只能有一个正在等待的轻量级锁，所以每个backend都会有一个信号量；
struct PGPROC
{
// other members ...
PGSemaphore sem; /* ONE semaphore to sleep on */
// other members ...
};
信号量定义在PROC结构上，当进入信号量等待时，同时也会把自己的MyProc添加到 lock->waiters 列表成员中。
在锁持有者释放锁时，会删除队列中的所有成员，同时唤醒等待者的信号量；
在介绍了排队和释放后，就会发现它存在两个问题：
- 等锁的饿死问题
- 惊群问题
当然lwlock 队列的唤醒也是顺序唤醒，同时加锁分为两阶段，这就在一定程度上避免了上述问题。
另外lwlock加锁是非常频，可能在很短时间有加锁/释放，所以需要更简洁直接的加锁方式。
结尾
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