从Java视角理解伪共享(False Sharing)
从Java视角理解系统结构连载,关注我的微博(链接)了解最新动态从我的前一篇博文中,我们知道了CPU缓存及缓存行的概念,同时用一个例子说明了编写单线程Java代码时应该注意的问题.下面我们讨论更为复杂,而且更符合现实情况的多核编程时将会碰到的问题.这些问题更容易犯,连j.u.c包作者DougLea大师的JDK代码里也存在这些问题.MESI协议及RFO请求
从前一篇我们知道,典型的CPU微架构有3级缓存,每个核都有自己私有的L1,L2缓存.那么多线程编程时,另外一个核的线程想要访问当前核内L1,L2缓存行的数据,该怎么办呢?
有人说可以通过第2个核直接访问第1个核的缓存行.这是可行的,但这种方法不够快.跨核访问需要通过MemoryController(见上一篇的示意图),典型的情况是第2个核经常访问第1个核的这条数据,那么每次都有跨核的消耗.更糟的情况是,有可能第2个核与第1个核不在一个插槽内.况且MemoryController的总线带宽是有限的,扛不住这么多数据传输.所以,CPU设计者们更偏向于另一种办法:如果第2个核需要这份数据,由第1个核直接把数据内容发过去,数据只需要传一次.
那么什么时候会发生缓存行的传输呢?答案很简单:当一个核需要读取另外一个核的脏缓存行时发生.但是前者怎么判断后者的缓存行已经被弄脏(写)了呢?
下面将详细地解答以上问题.首先我们需要谈到一个协议�CMESI协议(链接).现在主流的处理器都是用它来保证缓存的一致性和内存的一致性.M,E,S和I代表使用MESI协议时缓存行所处的四个状态:
M(修改,Modified):本地处理器已经修改缓存行,即是脏行,它的内容与内存中的内容不一样.并且此cache只有本地一个拷贝(专有).
E(专有,Exclusive):缓存行内容和内存中的一样,而且其它处理器都没有这行数据
S(共享,Shared):缓存行内容和内存中的一样,有可能其它处理器也存在此缓存行的拷贝
I(无效,Invalid):缓存行失效,不能使用
内核开发者UlrichDrepper著名的WhatEveryProgrammerShouldKnowAboutMemory一书(下载),简要地展示了缓存行的四种状态转换.不过他的书中没有说明白这四个状态是怎么转换的,下面我用小段文字来说明一下.
初始一开始时,缓存行没有加载任何数据,所以它处于I状态.
本地写(LocalWrite)如果本地处理器写数据至处于I状态的缓存行,则缓存行的状态变成M.
本地读(LocalRead)如果本地处理器读取处于I状态的缓存行,很明显此缓存没有数据给它.此时分两种情况:(1)其它处理器的缓存里也没有此行数据,则从内存加载数据到此缓存行后,再将它设成E状态,表示只有我一家有这条数据,其它处理器都没有(2)其它处理器的缓存有此行数据,则将此缓存行的状态设为S状态.
P.S.如果处于M状态的缓存行,再由本地处理器写入/读出,状态是不会改变的.
远程读(RemoteRead)假设我们有两个处理器c1和c2.如果c2需要读另外一个处理器c1的缓存行内容,c1需要把它缓存行的内容通过内存控制器(MemoryController)发送给c2,c2接到后将相应的缓存行状态设为S.在设置之前,内存也得从总线上得到这份数据并保存.
远程写(RemoteWrite)其实确切地说不是远程写,而是c2得到c1的数据后,不是为了读,而是为了写.也算是本地写,只是c1也拥有这份数据的拷贝,这该怎么办呢?c2将发出一个RFO(RequestForOwner)请求,它需要拥有这行数据的权限,其它处理器的相应缓存行设为I,除了它自已,谁不能动这行数据.这保证了数据的一致性,同时处理RFO请求以及设置I的过程将给写操作带来很大的性能消耗.
以上只是列举了一些状态转换,为下文做铺垫.如果全部描述,需要非常大量的文字,大家参考这张图就知道原因了,可以通过此图了解MESI协议更详细的信息.
伪共享
我们从上节知道,写操作的代价很高,特别当需要发送RFO消息时.我们编写程序时,什么时候会发生RFO请求呢?有以下两种:
1.线程的工作从一个处理器移到另一个处理器,它操作的所有缓存行都需要移到新的处理器上.此后如果再写缓存行,则此缓存行在不同核上有多个拷贝,需要发送RFO请求了.
2.两个不同的处理器确实都需要操作相同的缓存行
由上一篇我们知道,在Java程序中,数组的成员在缓存中也是连续的.其实从Java对象的相邻成员变量也会加载到同一缓存行中.如果多个线程操作不同的成员变量,但是相同的缓存行,伪共享(FalseSharing)问题就发生了.下面引用Disruptor项目Lead的博文中的示例图和实验例子(偷会懒,但会加上更详细的profile方法).
一个运行在处理器core1上的线程想要更新变量X的值,同时另外一个运行在处理器core2上的线程想要更新变量Y的值.但是,这两个频繁改动的变量都处于同一条缓存行.两个线程就会轮番发送RFO消息,占得此缓存行的拥有权.当core1取得了拥有权开始更新X,则core2对应的缓存行需要设为I状态.当core2取得了拥有权开始更新Y,则core1对应的缓存行需要设为I状态(失效态).轮番夺取拥有权不但带来大量的RFO消息,而且如果某个线程需要读此行数据时,L1和L2缓存上都是失效数据,只有L3缓存上是同步好的数据.从前一篇我们知道,读L3的数据非常影响性能.更坏的情况是跨槽读取,L3都要miss,只能从内存上加载.
表面上X和Y都是被独立线程操作的,而且两操作之间也没有任何关系.只不过它们共享了一个缓存行,但所有竞争冲突都是来源于共享.
实验及分析
引用Martin的例子,稍做修改,代码如下:
public final class FalseSharing implements Runnable {
public static int NUM_THREADS = 4; // change
public final static long ITERATIONS = 500L * 1000L * 1000L;
private final int arrayIndex;
private static VolatileLong[] longs;
public FalseSharing(final int arrayIndex) {
this.arrayIndex = arrayIndex;
}
public static void main(final String[] args) throws Exception {
Thread.sleep(10000);
System.out.println(“starting….”);
if (args.length == 1) {
NUM_THREADS = Integer.parseInt(args[0]);
}
longs = new VolatileLong[NUM_THREADS];
for (int i = 0; i < longs.length; i++) {
longs[i] = new VolatileLong();
}
final long start = System.nanoTime();
runTest();
System.out.println(“duration = ” + (System.nanoTime() - start));
}
private static void runTest() throws InterruptedException {
Thread[] threads = new Thread[NUM_THREADS];
for (int i = 0; i < threads.length; i++) {
threads[i] = new Thread(new FalseSharing(i));
}
for (Thread t : threads) {
t.start();
}
for (Thread t : threads) {
t.join();
}
}
public void run() {
long i = ITERATIONS + 1;
while (0 != �Ci) {
longs[arrayIndex].value = i;
}
}
public final static class VolatileLong {
public volatile long value = 0L;
public long p1, p2, p3, p4, p5, p6; // 注释
}
}
码的逻辑是默认4个线程修改一数组不同元素的内容.元素的类型是VolatileLong,只有一个长整型成员value和6个没用到的长整型成员.value设为volatile是为了让value的修改所有线程都可见.在一台Westmere(XeonE56208core*2)机器上跑一下看
$ java FalseSharing starting…. duration = 9316356836 把以上代码49行注释掉, 看看结果: Shell代码 $ java FalseSharing starting…. duration = 59791968514
两个逻辑一模一样的程序,前者只需要9秒,后者跑了将近一分钟,这太不可思议了!我们用伪共享(FalseSharing)的理论来分析一下.后面的那个程序longs数组的4个元素,由于VolatileLong只有1个长整型成员,所以整个数组都将被加载至同一缓存行,但有4个线程同时操作这条缓存行,于是伪共享就悄悄地发生了.读者可以测试一下2,4,8,16个线程分别操作时分别是什么效果,什么样的趋势.那么怎么避免伪共享呢?我们未注释的代码就告诉了我们方法.我们知道一条缓存行有64字节,而Java程序的对象头固定占8字节(32位系统)或12字节(64位系统默认开启压缩,不开压缩为16字节),详情见链接.我们只需要填6个无用的长整型补上6*8=48字节,让不同的VolatileLong对象处于不同的缓存行,就可以避免伪共享了(64位系统超过缓存行的64字节也无所谓,只要保证不同线程不要操作同一缓存行就可以).这个办法叫做补齐(Padding).
如何从系统层面观察到这种优化是切实有效的呢?很可惜,由于很多计算机的微架构不同,我们没有工具来直接探测伪共享事件(包括IntelVtune和Valgrind).所有的工具都是从侧面来发现的,下面通过Linux利器OProfile来证明一下.上面的程序的数组只是占64*4=256字节,而且在连续的物理空间,照理来说数据会在L1缓存上就命中,肯定不会传入到L2缓存中,只有在伪共享发生时才会出现.于是,我们可以通过观察L2缓存的IN事件就可以证明了,步骤如下:
# 设置捕捉L2缓存IN事件 $ sudo opcontrol �Csetup �Cevent=L2_LINES_IN:100000 # 清空工作区 $ sudo opcontrol �Creset # 开始捕捉 $ sudo opcontrol �Cstart # 运行程序 $ java FalseSharing # 程序跑完后, dump捕捉到的数据 $ sudo opcontrol �Cdump # 停止捕捉 $ sudo opcontrol -h # 报告结果 $ opreport -l `which java`
比较一下两个版本的结果,慢的版本:
$ opreport -l `which java` CPU: Intel Westmere microarchitecture, speed 2400.2 MHz (estimated) Counted L2_LINES_IN events (L2 lines alloacated) with a unit mask of 0×07 (any L2 lines alloacated) count 100000 samples % image name symbol name 34085 99.8447 anon (tgid:18051 range:0x7fcdee53d000-0x7fcdee7ad000) anon (tgid:18051 range:0x7fcdee53d000-0x7fcdee7ad000) 51 0.1494 anon (tgid:16054 range:0x7fa485722000-0x7fa485992000) anon (tgid:16054 range:0x7fa485722000-0x7fa485992000) 2 0.0059 anon (tgid:2753 range:0x7f43b317e000-0x7f43b375e000) anon (tgid:2753 range:0x7f43b317e000-0x7f43b375e000)
快的版本:
$ opreport -l `which java` CPU: Intel Westmere microarchitecture, speed 2400.2 MHz (estimated) Counted L2_LINES_IN events (L2 lines alloacated) with a unit mask of 0×07 (any L2 lines alloacated) count 100000 samples % image name symbol name 22 88.0000 anon (tgid:18873 range:0x7f3e3fa8a000-0x7f3e3fcfa000) anon (tgid:18873 range:0x7f3e3fa8a000-0x7f3e3fcfa000) 3 12.0000 anon (tgid:2753 range:0x7f43b317e000-0x7f43b375e000) anon (tgid:2753 range:0x7f43b317e000-0x7f43b375e000)
慢的版本由于FalseSharing引发的L2缓存IN事件达34085次,而快版本的为0次.总结
伪共享在多核编程中很容易发生,而且比较隐蔽.例如,在JDK的LinkedBlockingQueue中,存在指向队列头的引用head和指向队列尾的引用last.而这种队列经常在异步编程中使有,这两个引用的值经常的被不同的线程修改,但它们却很可能在同一个缓存行,于是就产生了伪共享.线程越多,核越多,对性能产生的负面效果就越大.
某些Java编译器会将没有使用到的补齐数据,即示例代码中的6个长整型在编译时优化掉,可以在程序中加入一些代码防止被编译优化.
public static long preventFromOptimization(VolatileLong v) {
return v.p1 + v.p2 + v.p3 + v.p4 + v.p5 + v.p6;
}
另外,由于Java的GC问题.数据在内存和对应的CPU缓存行的位置有可能发生变化,所以在使用pad的时候应该注意GC的影响.最后感谢同事撒迦,长仁在Java对象内存布局及Profile工具上给予的帮助.
2012年4月19日更新:
发现netty和grizzly的代码中的LinkedTransferQueue中都使用了PaddedAtomicReference<QNode>来代替原来的Node,使用了补齐的办法解决了队列伪共享的问题.不知道是不是JSR-166的人开发的,看来他们早就意识到这个问题了.但是从DougLeaJSR-166的cvs看不到这个变化,不知道究竟是谁改的?他们的repository到底是在哪?