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Linux内核同步 - classic RCU的实现

时间:2018-02-13 22:54:59      阅读:243      评论:0      收藏:0      [点我收藏+]

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一、前言

无论你愿意或者不愿意,linux kernel的版本总是不断的向前推进,做为一个热衷于专研内核的工程师,最大的痛苦莫过于此:当你熟悉了一个版本的内核之后,内核已经推进到一个新的版本,你曾经熟悉的内容可能会变得陌生(这里主要说的是该模块的内部实现,实际上,内核中的每一个子系统都是会尽量保持接口API的不变)。怎么应对这种变化呢?一方面,具体的实现可能千差万别,但是基本的概念是一样的,无论哪一个版本的内核,总是能够理解一个内核子系统的基本概念和运作机理。另外一方面,不同版本之间的实现不同往往是有原因的,新版本中具体实现的不同往往是针对旧版本的问题而改进的,如果你能够理清不同版本之间的差异以及背后的原因,那么你其实也在不断的加深对计算机系统的理解(不断的迭代是一个不错的学习linux内核的方法)。

因此,在进入具体的Linux2.6.11版本内核RCU实现之前,我们首先描述why,也就是说为何修改RCU算法实现?旧内核有哪里不足,新的内核优点是什么?随后需要描述的是如何改进,最后,我们描述的是Linux2.6.11版本内核RCU模块的具体实现。

 

二、 Linux2.5.43版本的可扩展性(scalability)问题

1、原理

我们现在研究的并行运算系统大多是基于共享内存的:也就是说系统中有若干个CPU core,共享一个memory space。在这种情况下,各个CPU Core对memory space中的某个固定的变量数据的访问就很值得思考一下了。一个简单的例子:假设程序中有一个全局变量A,每个CPU core都运行一个线程对A进行访问。如果大家都是读,那么没有什么问题,除了第一个CPU core用于cache miss需要从main memory加载之外,其他的CPU core的第一次读操作都可以从通过snoop的操作,从其他cache中获取A的值,并将自己的A变量对应的cacheline设置成shared状态。之后,各个CPU core无论如何的发起多次read操作,都可以从自己的local cache中获取A值,因此,整个系统的性能非常好。

如果有写的操作会怎样呢?事情就不那么美妙了,写操作不能直接施加到shared状态的cache,必须invalidate其他CPU的local cache中A变量对应的cacheline,才能发起写的动作。因此,一次写操作,由于invalidate其他的local cache中的内容,结果会立刻重创其他所有CPU上的read操作的性能。特别是当CPU core数据增加的时候,共享变量的读写性能瓶颈也会逐步的显现出来。

对策是什么呢?主要有两种方法,一种是改成percpu变量。另外一种方法是减少对全局变量的访问。

2、Linux2.5.43版本的全局变量和访问分析

现在,我们先一起review一下Linux2.5.43版本的全局变量(percpu的那些全局变量不考虑):

struct rcu_ctrlblk rcu_ctrlblk =
    { .mutex = SPIN_LOCK_UNLOCKED, .curbatch = 1,  .maxbatch = 1, .rcu_cpu_mask = 0 };

struct rcu_ctrlblk {
    spinlock_t    mutex;
    long        curbatch; 
    long        maxbatch;
    unsigned long    rcu_cpu_mask;
};

对于rcu_ctrlblk数据结构中,rcu_cpu_mask成员修改异常频繁,每个CPU都会在自己经历Quiescent state之后,修改该变量。curbatch和maxbatch仅仅是在一次Grace period才修改,特别是如果cpu core增多,curbatch和maxbatch访问频率不变,但是rcu_cpu_mask成员的写操作呈线性增长。因此,如果RCU算法经常读rcu_cpu_mask,那么其读性能一定是非常的差。

下面,我们再一起过一下Linux2.5.43版本对对rcu_cpu_mask的访问情况。

(1)rcu_pending函数对rcu_cpu_mask的访问情况,代码如下:

static inline int rcu_pending(int cpu)
{
    if ((……忽略其他检查
        test_bit(cpu, &rcu_ctrlblk.rcu_cpu_mask))
        return 1;
    else
        return 0;
}

在各个CPU的tick handler中,需要调用rcu_pending来检测是否进行后续RCU相关的操作(检查Quiescent state,调用callback什么的)。为什么做这个检查呢?逻辑思考是这样的:如果该CPU以及报告了Quiescent state,那么其rcu_cpu_mask必定被修改成0,因此,通过该bit可以知道其是否上报了Quiescent state,如果已经上报,那么后续的RCU相关的操作在该CPU上不需要进行(这时候,就需要等最后一个上报Quiescent state的CPU启动一次新的Grace Period检查过程之后,该CPU才有事情要做)。你知道的,CPU的资源有限,我们得省着点用,能少执行点代码就少执行点代码。

(2)rcu_check_quiescent_state函数对rcu_cpu_mask的访问情况,代码如下:

static void rcu_check_quiescent_state(void)
{
    int cpu = smp_processor_id();

    if (!test_bit(cpu, &rcu_ctrlblk.rcu_cpu_mask)) {---------A 
        return;
    }

……

    spin_lock(&rcu_ctrlblk.mutex);
    if (!test_bit(cpu, &rcu_ctrlblk.rcu_cpu_mask)) {---------B 
        spin_unlock(&rcu_ctrlblk.mutex);
        return;
    }
    clear_bit(cpu, &rcu_ctrlblk.rcu_cpu_mask);-----------C 
    RCU_last_qsctr(cpu) = RCU_QSCTR_INVALID;
    if (rcu_ctrlblk.rcu_cpu_mask != 0) {---------------D
        spin_unlock(&rcu_ctrlblk.mutex);
        return;
    }
    rcu_ctrlblk.curbatch++;
    rcu_start_batch(rcu_ctrlblk.maxbatch);-------------E
    spin_unlock(&rcu_ctrlblk.mutex);
}

在A点的访问,其思路和上一节描述的类似,也是本着解约CPU的MIPS的角度而增加的逻辑判断。B点的访问有必要吗?我没有看出有任何的必要。C和D的访问是必要的,在发现本CPU至少经历一次Quiescent state之后,当然要clear对应的cpu bit。如果rcu_cpu_mask等于0,当然要启动一个新的Grace period的检查过程(处理一批新的callback请求),这对应上面E处的代码。

(3)rcu_start_batch函数对rcu_cpu_mask的访问情况,代码如下:

static void rcu_start_batch(long newbatch)
{
    if (rcu_batch_before(rcu_ctrlblk.maxbatch, newbatch)) {
        rcu_ctrlblk.maxbatch = newbatch;
    }
    if (rcu_batch_before(rcu_ctrlblk.maxbatch, rcu_ctrlblk.curbatch) ||
        (rcu_ctrlblk.rcu_cpu_mask != 0)) {--------需要吗?
        return;
    }
    rcu_ctrlblk.rcu_cpu_mask = cpu_online_map;---重置CPU BITMASK,必须的
}

如果rcu_start_batch只是在rcu_check_quiescent_state函数(5)处被调用,那么rcu_start_batch函数中对rcu_cpu_mask的非零检查是没有必要的。不过,在rcu_process_callbacks函数,各个CPU在第一次从nextlist链表摘下请求挂入curlist链表中的时候,也会调用该函数。

从上面的描述可以得出结论:Linux2.5.43版本对rcu_cpu_mask的读操作过于频繁,会导致cache line trashing,影响性能。

 

三、Linux2.5.43版本的其他问题

1、实时性问题

(1)原理。我们知道,对于linux kernel而言,中断上下文(包括softirq context,当然tasklet context是softirq context的一种)优先级总是高过进程优先级,也就是说,完成了中断上下文的执行,才会启动进程调度。RCU callback函数是在tasklet context中执行,本质上属于中断上下文,因此,一旦一个批次的Grace period过去,那么这个批次的callback函数会在中断上下文(bottom half)中被一一执行。

(2)Linux2.5.43版本代码review。具体代码如下:

static void rcu_process_callbacks(unsigned long unused)
{
    int cpu = smp_processor_id();
    LIST_HEAD(list);

    if (!list_empty(&RCU_curlist(cpu)) && rcu_batch_after(rcu_ctrlblk.curbatch, RCU_batch(cpu))) {
        list_splice(&RCU_curlist(cpu), &list);
        INIT_LIST_HEAD(&RCU_curlist(cpu));
    }

……
    if (!list_empty(&list))
        rcu_do_batch(&list);
}

在Linux2.5.43版本中,一旦一个批次的RCU callback请求完成了Grace Period,各个CPU会将curlist中的RCU callback请求从链表中摘下,并在tasklet上下文中,一次性的完成所有的callback函数的调用(参考rcu_do_batch函数)。在一般情况下,这样设计也没有什么问题,不过,在RCU callback比较多的时候,一次性完成所有的callback函数的执行是一个非常耗时的操作。当在tasklet上下文中调用成千个callback函数的时候,我想,此刻调度器的内心几乎是崩溃的,应该会有成千个草泥马奔腾而过。

2、接口封装问题

(1)原理。做为一种同步机制,RCU的接口应该能够屏蔽底层的细节,应该象其他的同步机制一样,隐含memory barrier的功能。如果其他模块在使用RCU模块提供的接口的时候,还需要调用memory barrier模块的接口API,那么这一点实际上是违背了软件抽象的基本原则。

(2)Linux2.5.43版本代码review。在该版本上,RCU模块的接口API有四个:

#define rcu_read_lock()        preempt_disable()
#define rcu_read_unlock()    preempt_enable()
extern void FASTCALL(call_rcu(struct rcu_head *head, void (*func)(void *arg), void *arg));
extern void synchronize_kernel(void);

前面两个用来标识RCU reader一侧的临界区的,后面两个是用来被updater调用,以便在适当的时候进行reclaimation的。这套接口函数有一个缺点,就是在RCU-protected pointer读写的时候需要一些额外的memory barrier的操作需要调用者自己来完成。

3、内存消耗问题

在Linux2.5.43这个版本中,检测Quiescent state是通过两个变量来完成的,如下:

    long        qsctr;         
    long        last_qsctr

qsctr是一个不断累加的值,last_qsctr是记录上次的qsctr的值,通过比对last_qsctr和qsctr的值就可以判断CPU的Quiescent state了。但是,我们可以再想想:判断Quiescent state需要两个变量吗?我们需要用一个counter来记录Quiescent state吗?经历3次Quiescent state和经历5次Quiescent state有区别吗?没有。因此,实际上用一个变量就可以解决的问题却使用两个变量。

另外,在Linux2.5.43这个版本中,RCU callback占用内存太多。将struct rcu_head 组织成双向链表是没有必要的,单链表足矣,此外,arg参数也没有必要,毕竟大多数情况下,struct rcu_head是嵌入在其他数据结构中,因此callback函数接收一个struct rcu_head *类型的指针就够了,在callback函数中,可以通过container_of还原嵌入struct rcu_head的数据结构,那么参数其实是没有必要了。

4、代码可读性问题

在Linux2.5.43这个版本中,对RCU请求批次的管理是通过下面的数据结构控制的:

struct rcu_ctrlblk {…
    long        curbatch;
    long        maxbatch; 
…};

curbatch和maxbatch语义不明晰,给代码阅读带来困难,特别是maxbatch,根本不知道要表达什么。通过代码分析可以知道,maxbatch主要用来确定在上一个Grace Period结束之后(即该批次的Grace period已经过去了)是否立刻启动一个新的Grace period批次。通过maxbatch这个成员可以确定是否启动。如果curbatch==maxbatch,则表示不启动,如果curbatch!=maxbatch则表示需要启动。相信知道真相的你眼泪就会掉下来:一个flag的事,干嘛搞这么复杂?

 

四、Linux2.6.11上的RCU算法改进

在控诉完Linux2.5.43的RCU实现之后,我们一起看看Linux2.6.11的RCU算法是如何进行改进的。

1、对scalability的改进。可以考虑先把Grace Period相关的数据独立出来,如下:

struct rcu_state {
    spinlock_t    lock;
    cpumask_t    cpumask;
};

判断Grace Period的基本算法不变,还是依赖cpumask这个共享数据,每个bit表示一个CPU的Quiescent state,全0则表示渡过了Grace Period。write cpumask的策略不变,只要尽量减少对cpumask的读操作就OK了。

当然,程序逻辑上还是要判断各个CPU的Quiescent state,怎么办呢?Linux2.6.11内核的struct rcu_data引入了两个新的成员,如下:

struct rcu_data {
    long        quiescbatch; 
    int        qs_pending;

…… };

这两个成员用来判断本CPU的Quiescent state。quiescbatch用来记录本CPU上,正在为哪一个批次号码的RCU callback请求进行Quiescent state的检测。qs_pending用来记录当前CPU是否已经上报了Quiescent state(对应quiescbatch那个批次号),如果等于1,表示处于pending状态,也就是说还没有上报Quiescent state。

在struct rcu_data数据结构中还有一个batch成员,这个成员又表示什么呢?当RCU callback请求从nextlist移动的curlist的时候,会分配一个batch ID,是current batch ID + 1,分配是一回事,能不能立刻启动该批次的Grace period检测是另外一回事。在current batch ID还没有通过Grace period之前,这个新分配的是不会成为current的,只能是pending的批次。因此,struct rcu_data数据结构中的batch成员是具体描述该CPU curlist中的批次号的。

2、检测是否经历至少一次Quiescent state。在Linux2.6.11版本中,只有一个变量来跟踪Quiescent state:

int        passed_quiesc;

这是个flag,要么是0,要么是1。如果等于1表示至少经历一次Quiescent state了。虽然无法记录CPU经历了多少次的Quiescent state,但是who care?

3、RCU callback数据结构的修改。struct rcu_head定义如下:

struct rcu_head {
    struct rcu_head *next;
    void (*func)(struct rcu_head *head);
};

这个数据结构减少了50%的memory size,如果系统中大量使用了RCU,那么整体节省的memory不是一个小数目。

4、对实时性的改进。既然不能一次性完成所有的callback函数,那么总有一个限制吧,这就是maxbatch变量定义的:

static int maxbatch = 10;

缺省定义为10,也就是说如果该批次的callback请求有16个,那么完成10个callback调用之后,必须结束rcu tasklet的执行,等到下一个tick的时候完成剩余callback函数的执行。由于不能一次性执行完所有的callback,因此,需要在struct rcu_data 增加donelist链表,如下:

    struct rcu_head *donelist;
    struct rcu_head **donetail;

如果不能一次处理完所有的请求,那么剩余的callback请求可以调用tasklet_schedule函数,在下次tasklet context中继续完成(参考rcu_do_batch函数)。由于使用了单向链表,因此struct rcu_data中的链表头不再是struct list_head,而是struct rcu_head 类型的指针,donetail指向链表的尾部。

5、对RCU控制块的改进。struct rcu_ctrlblk就是RCU模块的控制块,代码如下:

struct rcu_ctrlblk {
    long    cur;        /* Current batch number.                      */
    long    completed;    /* Number of the last completed batch         */
    int    next_pending;    /* Is the next batch already waiting?         */
} ____cacheline_maxaligned_in_smp;

cur是当前正在处理的那个批次的callback请求(检测Grace Period进行中),这些请求会在各个CPU的curlist链表中(但是不表示各个CPU中的curlist中的RCU callback请求都属于当前批次,有些CPU的curlist中的请求属于next pending的批次)。对于当前正在处理的批次,它们正等待Grace Period过去,一旦过去,当前正在处理的批次会变成completed批次。

completed是上次完成的callback请求的批次。next_pending表示下一批次的callback请求是否ready了。

什么是当前(current batch number)?什么是上个批次(last batch number)?什么是下个批次(next batch number)?其实系统中能同时存在的批次最多就三个,不过全局RCU控制块只监控两个:cur等于current batch number,completed等于last completed batch number。一旦current batch完成了Grace Period,那么它就变成last completed batch number,同时自己加一,表示准备检测下一个batch ID的Grace Period。因此,通过比对各个CPU的rcu_data->quiescbatch和rcu_ctrlblk->cur,可以知道是否需要启动下一个批次的处理。

next batch只会出现在各个CPU的rcu_data->batch中。什么时候会出现这样的场景呢?如果某个特定的CPU处于下面的状态:

(1)没有当前批次的请求挂入本CPU的curlist中。虽然如此,但是Quiescent state仍然需要检测

(2)有新的请求挂入本CPU的nextlist链表中

当本CPU的tick到来的时候,会将nextlist链表中的请求移入curlist,同时分配batch ID。不过,由于本CPU还在检测Quiescent state,因此无法立刻启动新的批次。不过系统始终要记录这个标记,这就是next_pending标记的作用。

6、新功能的增加。在Linux2.6.11版本中,增加了两个新的功能:一个是对CPU HOTPLUG的支持,另外一个是针对reader side的临界区都是在softirq context中的。这种特殊的rcu使用场景需要一点特别的处理,那就是在检测是否经历至少一次Quiescent state的时候,除了context switch之外,执行完成一次softirq handler也是可以判断为是否经历至少一次Quiescent state的条件。

 

五、RCU数据流和控制流

1、初始状态

我们假设我们现在有一个双CPU的系统,状态定义如下:

rcu_state rcu_ctrlblk CPU0的rcu_data CPU1的rcu_data
cpumask(0,1)

Cur(5)
Completed(4)
next_pending(0)

Quiescbatch(5)
passed_quiesc(1)
qs_pending(0)
batch(5)
nextlist()
curlist(==)
donelist()

Quiescbatch(5)
passed_quiesc(0)
qs_pending(1)
batch(5)
nextlist()
curlist(===)
donelist()

解释如下:

(1)无论CPU0还是CPU1都没有新申请的RCU callback,即nextlist为空,用nextlist()表示

(2)CPU0已经通过QS(Quiescent State),即passed_quiesc成员已经被置位,用passed_quiesc(1)表示

(3)CPU1还没有通过QS,用passed_quiesc(0)

(4)当前批次是5,用cur(5)表示。上次完成的是批次4,用completed(4)表示。没有pending的批次,用next_pending(0)表示。

(5)curlist链表中有正在检测QS的请求,用curlist(===)表示

2、CPU0的tick到来事件处理

我们来看看__rcu_pending函数的处理:

static inline int __rcu_pending(struct rcu_ctrlblk *rcp, struct rcu_data *rdp)
{
    if (rdp->curlist && !rcu_batch_before(rcp->completed, rdp->batch))-----(1)
        return 1; 
    if (!rdp->curlist && rdp->nxtlist)---------------------(2)
        return 1; 
    if (rdp->donelist)---------------------------(3)
        return 1; 
    if (rdp->quiescbatch != rcp->cur || rdp->qs_pending)------------(4)
        return 1; 
    return 0;-------------------------------(5)
}

(1)如果rcp->completed大于或者等于rdp->batch,那么说明该CPU上的批次(rdp->batch)已经渡过GP(Grace Period),如果rdp->curlist非空,那说明本CPU需要将curlist链表中的请求转移到donelist中,因此pending状态检测返回true。当然,对于本场景,rcp->completed小于rdp->batch,不成立。

(2)如果有新的请求,本CPU的curlist链表为空,那么pending状态检测返回true,因为需要将这些新的请求移动到curlist中并分配batch number。对应这里的场景,curlist非空而且nxtlist没有请求,因此条件不成立

(3)如果donelist中有需要处理的请求,那么也是需要进行处理的

(4)如果本CPU正在进行QS检测的批次(rdp->quiescbatch)不等于当前正在检测GP的批次(rcp->cur ),说明已经启动了新的批次进行GP检测,那么需要本CPU初始化该CPU QS检测的状态,因此pending状态检测返回true。此外,如果rdp->qs_pending等于1表示本CPU的正在进行QS的检测,那么需要调用rcu_check_quiescent_state函数执行实际的QS状态的检测。和上面一样,对于当前的CPU0的状态,这些不成立。

(5)结论:对于CPU0而言,rcu_pending返回0,不会进行任何实际的动作。

3、CPU1上发生了进程切换

发生进程切换的时候,CPU1会执行schedule函数,在该函数中会调用rcu_qsctr_inc(task_cpu(prev)),从而将CPU1的passed_quiesc设置成1。

只是在进程切换的时候修改passed_quiesc是否足够呢?我们举一个极端的场景:加入当前系统中有一个realtime的进程,并且优先级最高,那么实际上在该进程进入阻塞状态之前,系统不会发生进程切换,如果把passed_quiesc的修改任务只交给进程切换,那么这种场景下不就悲剧了吗?因此在周期性tick中,其handler中也有可能修改passed_quiesc,如下:

void rcu_check_callbacks(int cpu, int user)
{
    if (user || ----------------------------(1)
        (idle_cpu(cpu) && !in_softirq() &&
                hardirq_count() <= (1 << HARDIRQ_SHIFT))) {--------(2)
        rcu_qsctr_inc(cpu);
        rcu_bh_qsctr_inc(cpu);
    } else if (!in_softirq())-----------------------(3)
        rcu_bh_qsctr_inc(cpu);
    tasklet_schedule(&per_cpu(rcu_tasklet, cpu));
}

(1)首先,我们知道,rcu_check_callbacks函数是在tick handler中处理,如果timer中断命中了userspace,说明thread已经立刻内核空间,那么必定离开了reader侧的临界区(RCU读侧的临界区不能block,而且我们在rcu_read_lock中disable了preempt,因此RCU读侧的临界区也不会发生抢占)。

(2)OK,我们再思考这样的问题:在进程切换的时候以及在tick handler中命中userspace的场景中修改passed_quiesc是否足够呢?很遗憾,还是不行,考虑这样一个场景,该CPU比较空闲,在idle进程中,而且由于没有其他ready的进程,因此不进行进程切换。此外,在tick handler中,由于always是kernel space,因此也无法标注passed_quiesc的flag。在这样的场景中,由于那个alway idle的CPU上的passed_quiesc的flag无法置位,Grace Period变得非常的长(直到有实际的进程被调度)。

因此,当tick handler命中idle进程的时候,我们还需要进行特别的处理,去掉softirq场景,去掉中断嵌套的场景,那么如果在tick中断中发现CPU实际上是真真正正的执行idle的代码逻辑,那么可以认为本CPU的QS已经通过。

(3)如果tick中断不是打断softirq的执行,那么则说明之前的softirq的handler都执行完毕了,因此bh类型的RCU状态。本文不会对此进行细致描述,读者有兴趣可以自行阅读。

4、CPU1的tick事件到来

CPU1的tick事件到来的时候,会有哪些逻辑动作呢?在rcu_check_quiescent_state函数中,检测到passed_quiesc被置位,这是推动进入下一个状态的原动力。这时候会执行下面的动作:

rdp->qs_pending = 0;
if (likely(rdp->quiescbatch == rcp->cur))
    cpu_quiet(rdp->cpu, rcp, rsp);

一方面由于已经探测到本CPU的QS已经通过,因此clear该CPU的qs_pending,说明当前批次在本CPU上的QS状态探测已经完毕。另外,需要调用cpu_quiet来设置本CPU的Quiescent state,代码如下:

static void cpu_quiet(int cpu, struct rcu_ctrlblk *rcp, struct rcu_state *rsp)
{
    cpu_clear(cpu, rsp->cpumask);----------------(1)
    if (cpus_empty(rsp->cpumask)) {---------------(2)
        rcp->completed = rcp->cur;----------------(3)
        rcu_start_batch(rcp, rsp, 0);----------------(4)
    }
}

(1)清除cpumask这个bitmask中代表自己的那个bit

(2)如果cpumask等于0,那么说明整个GP已经过去,一个新的时代,哦,不,一个新的批次就要开始了。

(3)当前批次已经渡过GP,但是这只是一个本CPU才知道的秘密,需要广播出去,让所有CPU都知道,成为尽人皆知的秘密。因此,实际上对于系统中最后一个历经Quiescent state的CPU而言,它的责任重大,它必须肩负起将该批次的Grace period已经过去的消息广播到所有的CPU上去。这个广播操作很简单,就是rcp->completed = rcp->cur,系统中的所有CPU都可以通过查阅rcp->completed了解当前已过Grace Period的批次号是哪个,然后,通过和rdp->batch进行比对,就知道自己的当前批次的请求(注意:这里的当前批次是指该CPU的当前批次,在curlist链表中)是否可以转移到donelist中并进行处理。

(4)我们知道,完成一批就意味着要新启动一批请求的处理,因此调用rcu_start_batch(rcp, rsp, 0)启动下一个批次,但是,由于next_pending等于0,因此实际上没有什么动作

至此,我们可以得到当前的状态如下:

rcu_state rcu_ctrlblk CPU0的rcu_data CPU1的rcu_data
cpumask(0,0)

Cur(5)
Completed(5)
next_pending(0)

Quiescbatch(5)
passed_quiesc(1)
qs_pending(0)
batch(5)
nextlist()
curlist(==)
donelist()

Quiescbatch(5)
passed_quiesc(1)
qs_pending(0)
batch(5)
nextlist()
curlist(===)
donelist()

 

5、CPU0上有新的RCU请求

虽然在上面的tick中,发现了批次5的请求已经渡过GP,但是,真正的处理还需要等待到下一个tick中去完成。在两个tick之间,如果CPU0有新的RCU请求会怎么样呢?实际的动作很简单,这些新的请求都会挂入nextlist链表。

系统中各个CPU上的updater都会在适当的时机调用call_rcu或者synchronize_kernel接口函数,以便注册一个RCU callback函数。这些请求会被挂入各个CPU的struct rcu_data的nextlist链表中,只要用户调用call_rcu或者synchronize_kernel接口函数,callback请求就会挂入,没有任何的条件约束。

这些nextlist链表中RCU callback请求,没有ID(batch number),不和任何批次相关,不会和任何Grace Period的检测相关,各个CPU都会以HZ的频率来检测是否需要启动一次新的批次,以便可以将挂在nextlist链表中的请求转移到curlist中。对于一个特定的CPU而言,这个检测条件很简单:

(1)有新申请的RCU callback请求(nextlist非空)

(2)该CPU当前批次的请求(在curlist链表中)Grace Period已经过去,并且已经转移到donelist进行处理(curlist链表为空)

OK,至此,我们可以得到当前的状态如下:

rcu_state rcu_ctrlblk CPU0的rcu_data CPU1的rcu_data
cpumask(0,0)

Cur(5)
Completed(5)
next_pending(0)

Quiescbatch(5)
passed_quiesc(1)
qs_pending(0)
batch(5)
nextlist(**)
curlist(==)
donelist()

Quiescbatch(5)
passed_quiesc(1)
qs_pending(0)
batch(5)
nextlist()
curlist(===)
donelist()

 

6、CPU0的tick到来事件处理

这次tick的到来会处理不少的事情,我们一起来看看__rcu_process_callbacks的代码:

static void __rcu_process_callbacks(struct rcu_ctrlblk *rcp,
            struct rcu_state *rsp, struct rcu_data *rdp)
{
    if (rdp->curlist && !rcu_batch_before(rcp->completed, rdp->batch)) {----(1)
        将curlist链表中的请求转移到donelist
    }

    local_irq_disable();
    if (rdp->nxtlist && !rdp->curlist) {
        将nxtlistlist链表中的请求转移到curlist
        local_irq_enable();

        rdp->batch = rcp->cur + 1;---------------------(2)
        smp_rmb();

        if (!rcp->next_pending) {----------------------(3)
            spin_lock(&rsp->lock);
            rcu_start_batch(rcp, rsp, 1);-------------------(4)
            spin_unlock(&rsp->lock);
        }
    } else {
        local_irq_enable();
    }
    rcu_check_quiescent_state(rcp, rsp, rdp);
    if (rdp->donelist)
        rcu_do_batch(rdp);-----完成callback函数的执行

}

(1)一旦该cpu上的curlist链表有请求,并且completed大于或者等于其批次号(rdp->batch),那么说明该CPU上的curlist链表中的批次已经渡过GP,可以移动到donelist中了。

(2)curlist已经清空,可以把nxtlist中的请求放到curlist中,当然,最重要的是分配一个批次号来标识它。当然,这个ID是6的批次虽然在curlist中,但是并不是系统中的当前批次(当前批次仍然是5)。

(3)由于没有pending的批次(next_pending等于0),因此,调用rcu_start_batch来试图启动一个新的批次。

(4)rcu_start_batch函数中的next_pending参数是用来控制是否设定pending标志的,对于这个场景,我们刚刚分配了一个新的batch number,当然传递1的标志了,这样可以将其设定为pending状态。不过,如果能够顺利的启动一个新的批次,那么pending标志还是会被清除(一个新分配的批次如果立刻启动,那么说明其变成当前的批次,而不是pending了)。具体代码如下:

static void rcu_start_batch(struct rcu_ctrlblk *rcp, struct rcu_state *rsp, int next_pending)
{
    if (next_pending)
        rcp->next_pending = 1; -----先设置为pending,pending的批次号是6

    if (rcp->next_pending && rcp->completed == rcp->cur) {---当前的5号批次刚刚完成
        启动6号批次的GP探测
        cpus_andnot(rsp->cpumask, cpu_online_map, nohz_cpu_mask);

        rcp->next_pending = 0;---6号批次已经扶正,成为current,因此clear pending flag
        smp_wmb();
        rcp->cur++;-----让cur成员指向6号批次
    }
}

如果当前批次刚刚完成(rcp->completed == rcp->cur)并且有pending的批次(批次6刚刚新鲜出炉)要处理,那么还犹豫什么,立刻启动这个pending的批次处理,这时候,pending的6号批次也就变成了current批次了。需要注意的是:当前的批次是6号批次是一个重大事件,需要广播到系统中的所有的CPU上去,怎么广播的呢?通过rcp->cur++这条指令完成。而其他CPU可以通过对比Quiescbatch和rcp->cur就可以知道是否启动了一个新的批次了。

顺便一提的是:虽然CPU1上5号批次尚未完成,CPU0又启动了6号批次GP的处理(整个系统的cpumask(包括CPU1)被重置),不过没有关系,通过对比rcp->completed和该CPU的rdp->batch就可以知道该CPU上的curlist是否完成了GP探测,需要移动到donelist中。

__rcu_process_callbacks中的大部分的代码逻辑已经清晰,除了rcu_check_quiescent_state,代码如下:

static void rcu_check_quiescent_state(struct rcu_ctrlblk *rcp,
            struct rcu_state *rsp, struct rcu_data *rdp)
{
    if (rdp->quiescbatch != rcp->cur) {----------------(1)
        rdp->qs_pending = 1;
        rdp->passed_quiesc = 0;
        rdp->quiescbatch = rcp->cur;
        return;
    } 
    if (!rdp->qs_pending)----------------------(2)
        return; 
    if (!rdp->passed_quiesc)---------------------(3)
        return;
    rdp->qs_pending = 0; ----------------------(4)

……
}

(1)已经启动了新的6号批次的GP处理,而GP的处理需要各个CPU上的QS的检测,因此,在一个新的批次开始之初,需要reset本CPU上的QS检测的flag。

(2)rcu_check_quiescent_state在各个CPU上都是会反复执行,不过,如果本CPU的QS已经通过,只是在等待其他CPU QS的通过,那么直接return是最好的选择。

(3)如果需要探测本CPU的QS,那么就看看passed_quiesc是否被设置成1

(4)代码执行到这里,说明本CPU的QS已经通过。不过,由于这些代码逻辑和本场景不符,更具体的代码逻辑后续再描述。

至此,我们可以得到当前的状态如下:

rcu_state rcu_ctrlblk CPU0的rcu_data CPU1的rcu_data
cpumask(1,1)

Cur(6)
Completed(5)
next_pending(0)

Quiescbatch(6)
passed_quiesc(0)
qs_pending(1)
batch(6)
nextlist()
curlist(**)
donelist(==)

Quiescbatch(5)
passed_quiesc(1)
qs_pending(0)
batch(5)
nextlist()
curlist(===)
donelist()

由上面的状态图可知,当前处理的批次已经变成6,当然5是上次完成的那个批次,在CPU1上还没有处理完毕。此外,CPU0的donelist中的请求也会在本次tick handler中处理。如果请求较少,那么可以一次性处理完毕,这时候donelist是空,否则,会在几次tick handler中(tasklet context)处理完成。

 

7、CPU1的tick到来事件处理

这里留给大家自己看吧,其过程类似上节,我们这里只是给出状态:

rcu_state rcu_ctrlblk CPU0的rcu_data CPU1的rcu_data
cpumask(1,1)

Cur(6)
Completed(5)
next_pending(0)

Quiescbatch(6)
passed_quiesc(0)
qs_pending(1)
batch(6)
nextlist()
curlist(**)
donelist()

Quiescbatch(6)
passed_quiesc(0)
qs_pending(1)
batch(5)
nextlist()
curlist()
donelist(===)

这时候,CPU1上的batch等于5没有任何实际的意义,因为curlist为空了。

 

8、CPU1上有新的RCU请求

状态如下:

rcu_state rcu_ctrlblk CPU0的rcu_data CPU1的rcu_data
cpumask(1,1)

Cur(6)
Completed(5)
next_pending(0)

Quiescbatch(6)
passed_quiesc(0)
qs_pending(1)
batch(6)
nextlist()
curlist(**)
donelist()

Quiescbatch(6)
passed_quiesc(0)
qs_pending(1)
batch(5)
nextlist(****)
curlist()
donelist()

 

9、CPU0的tick再次到来

只是简单的检测QS状态,不过发现passed_quiesc是0就失望而归了,具体代码大家自己过吧。

 

10、CPU1的tick再次到来

由于curlist为空并且有新的请求,因此nextlist中的请求又需要移到curlist链表中,同时伴随的动作就是分配一个新的batch number 7,__rcu_process_callbacks相关代码如下:

        rdp->batch = rcp->cur + 1;-------------(1)
        smp_rmb(); --------------------(2)

        if (!rcp->next_pending) {---------------(3)
            spin_lock(&rsp->lock);
            rcu_start_batch(rcp, rsp, 1);------------(4)
            spin_unlock(&rsp->lock);
        }

(1)新的批次号总是current批次号加一,因此7号批次横空出世,请求挂在本cpu的curlist中。

(2)这里的memory barrier需要结合rcu_start_batch的代码来看,我们整理下面的表格:

CPU A执行分配一个新批次的代码 CPU B执行rcu_start_batch的代码

rdp->batch = rcp->cur + 1;----(X)

smp_rmb();

if (!rcp->next_pending) {-----(Y)
……启动新的batch
  }

rcp->next_pending = 0;

smp_wmb();


rcp->cur++;

在CPU B上,真正启动了一个新的批次,并且smp_wmb的memory barrier保证了先store rcp->next_pending然后store rcp->cur。站在CPU A的角度观察,如果在X处对cur load的值是CPU B中加一之后的值,那么smp_rmp可以保证在Y处,CPU A对next_pending的加载操作必定得到0值。只有这样,才能保证进入rcu_start_batch,从而启动一个新的批次。

(3)如果已经有了pending的批次,那么无论哪一个CPU,只要当前的批次没有渡过GP,那么任何后续的新分配的批次号都是7(只有完成GP之后cur才会加一)。如果已经pending,那么其实是没有必要调用rcu_start_batch函数去启动一个新的批次的。

(4)虽然7号批次横空出世,但是是否能启动GP探测呢?当然不能,目前current的6号批次还没有渡过GP,各个CPU还在不断的检测其passed_quiesc呢。因此,这里的rcu_start_batch过程执行如下:

if (next_pending)
    rcp->next_pending = 1; -------因为有了7号批次,因此设定pending标志

if (rcp->next_pending &&
        rcp->completed == rcp->cur) {-----completed是5,而current是6,因此是false
    ……
}

completed是5,而current是6,这就意味着当前批次还没有完成GP探测,不能启动新的批次。至此,我们可以得到当前的状态如下: 

rcu_state rcu_ctrlblk CPU0的rcu_data CPU1的rcu_data
cpumask(1,1)

Cur(6)
Completed(5)
next_pending(1)

Quiescbatch(6)
passed_quiesc(0)
qs_pending(1)
batch(6)
nextlist()
curlist(**)
donelist()

Quiescbatch(6)
passed_quiesc(0)
qs_pending(1)
batch(7)
nextlist()
curlist(****)
donelist()

这时候,系统中的当前批次是6号批次,正在检测GP,5号批次已经完成,而7号批次是处于pending状态,一旦6号批次完成,7号就可以上位,成为当前批次。

11、6号批次的GP过去之后会怎样?

我们假设CPU0和CPU1的QS都已经通过,也就是说在某个CPU(最后那个通过QS的)cpu_quiet函数中会启动新的批次,这时候的代码如下:

static void cpu_quiet(int cpu, struct rcu_ctrlblk *rcp, struct rcu_state *rsp)
{
    cpu_clear(cpu, rsp->cpumask);
    if (cpus_empty(rsp->cpumask)) {
        rcp->completed = rcp->cur;
        rcu_start_batch(rcp, rsp, 0);
    }
}

这时候,  rcu_start_batch函数传递的next_pending参数是0,也就是说不标记pending状态(又不是向curlist中提交请求,当然不会标记pending了)。但是,实际上RCU控制块中的pending已经置位了,这时候rcu_start_batch中的条件成立,因此会立刻启动7号批次。

12、如果你愿意,你可以设定任何的事件,然后走读代码,推动系统的状态持续运行,本文的分析就到此为止了。

 

六、参考文献

1、linux2.6.11 source code

2、开源社区提交的patch说明

Linux内核同步 - classic RCU的实现

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原文地址:https://www.cnblogs.com/alantu2018/p/8447515.html

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