上面讲的自旋锁，信号量和互斥锁的实现，都是使用了原子操作指令。由于原子操作会 lock，当线程在多个 CPU 上争抢进入临界区的时候，都会操作那个在多个 CPU 之间共享的数据 lock。CPU 0 操作了 lock，为了数据的一致性，CPU 0 的操作会导致其他 CPU 的 L1 中的 lock 变成 invalid，在随后的来自其他 CPU 对 lock 的访问会导致 L1 cache miss（更准确的说是communication cache miss），必须从下一个 level 的 cache 中获取。
这就会使缓存一致性变得很糟，导致性能下降。所以内核提供一种新的同步方式：RCU（读-复制-更新）。
RCU 解决了什么
RCU 是读写锁的高性能版本，它的核心理念是读者访问的同时，写者可以更新访问对象的副本，但写者需要等待所有读者完成访问之后，才能删除老对象。读者没有任何同步开销，而写者的同步开销则取决于使用的写者间同步机制。
RCU 适用于需要频繁的读取数据，而相应修改数据并不多的情景，例如在文件系统中，经常需要查找定位目录，而对目录的修改相对来说并不多，这就是 RCU 发挥作用的最佳场景。
RCU 例子
RCU 常用的接口如下图所示：
为了更好的理解，在剖析 RCU 之前先看一个例子：
#include
执行结果是：
myrcu_reader_thread2:reada=0myrcu_reader_thread1:reada=0myrcu_reader_thread2:reada=0myrcu_writer_thread:writetonew5myrcu_reader_thread2:reada=5myrcu_reader_thread1:reada=5myrcu_del:a=0
RCU 原理
可以用下面一张图来总结，当写线程 myrcu_writer_thread 写完后，会更新到另外两个读线程 myrcu_reader_thread1 和 myrcu_reader_thread2。读线程像是订阅者，一旦写线程对临界区有更新，写线程就像发布者一样通知到订阅者那里，如下图所示。
写者在拷贝副本修改后进行 update 时，首先把旧的临界资源数据移除（Removal）；然后把旧的数据进行回收（Reclamation）。结合 API 实现就是，首先使用 rcu_assign_pointer 来移除旧的指针指向，指向更新后的临界资源；然后使用 synchronize_rcu 或 call_rcu 来启动 Reclaimer，对旧的临界资源进行回收（其中 synchronize_rcu 表示同步等待回收，call_rcu 表示异步回收）。
为了确保没有读者正在访问要回收的临界资源，Reclaimer 需要等待所有的读者退出临界区，这个等待的时间叫做宽限期（Grace Period）。
Grace Period
中间的黄色部分代表的就是 Grace Period，中文叫做宽限期，从 Removal 到 Reclamation，中间就隔了一个宽限期，只有当宽限期结束后，才会触发回收的工作。宽限期的结束代表着 Reader 都已经退出了临界区，因此回收工作也就是安全的操作了。
宽限期是否结束，与 CPU 的执行状态检测有关，也就是检测静止状态 Quiescent Status。
Quiescent Status
Quiescent Status，用于描述 CPU 的执行状态。当某个 CPU 正在访问 RCU 保护的临界区时，认为是活动的状态，而当它离开了临界区后，则认为它是静止的状态。当所有的 CPU 都至少经历过一次 Quiescent Status 后，宽限期将结束并触发回收工作。
因为 rcu_read_lock 和 rcu_read_unlock 分别是关闭抢占和打开抢占，如下所示：
staticinlinevoid__rcu_read_lock(void){preempt_disable();}
staticinlinevoid__rcu_read_unlock(void){preempt_enable();}
所以发生抢占，就说明不在 rcu_read_lock 和 rcu_read_unlock 之间，即已经完成访问或者还未开始访问。
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