RCU（Read-Copy Update）是數據同步的一種方式，在當前的Linux內核中發揮著重要的作用。RCU主要針對的數據對象是鏈表，目的是提高遍歷讀取數據的效率，為了達到目的使用RCU機制讀取數據的時候不對鏈表進行耗時的加鎖操作。這樣在同一時間可以有多個線程同時讀取該鏈表，并且允許一個線程對鏈表進行修改（修改的時候，需要加鎖）。RCU適用于需要頻繁的讀取數據，而相應修改數據并不多的情景，例如在文件系統中，經常需要查找定位目錄，而對目錄的修改相對來說并不多，這就是RCU發揮作用的最佳場景。

Linux內核源碼當中,關于RCU的文檔比較齊全，你可以在 /Documentation/RCU/ 目錄下找到這些文件。Paul E. McKenney 是內核中RCU源碼的主要實現者，他也寫了很多RCU方面的文章。他把這些文章和一些關于RCU的論文的鏈接整理到了一起。http://www2.rdrop.com/users/paulmck/RCU/

在RCU的實現過程中，我們主要解決以下問題：

1，在讀取過程中，另外一個線程刪除了一個節點。刪除線程可以把這個節點從鏈表中移除，但它不能直接銷毀這個節點，必須等到所有的讀取線程讀取完成以后，才進行銷毀操作。RCU中把這個過程稱為寬限期（Grace period）。

2，在讀取過程中，另外一個線程插入了一個新節點，而讀線程讀到了這個節點，那么需要保證讀到的這個節點是完整的。這里涉及到了發布-訂閱機制（Publish-Subscribe Mechanism）。

3， 保證讀取鏈表的完整性。新增或者刪除一個節點，不至于導致遍歷一個鏈表從中間斷開。但是RCU并不保證一定能讀到新增的節點或者不讀到要被刪除的節點。

寬限期

通過例子，方便理解這個內容。以下例子修改于Paul的文章。

[cpp]view plaincopy

structfoo{

inta;

charb;

longc;

};

DEFINE_SPINLOCK(foo_mutex);

structfoo*gbl_foo;

voidfoo_read(void)

{

foo*fp=gbl_foo;

if(fp!=NULL)

dosomething(fp->a,fp->b,fp->c);

}

voidfoo_update(foo*new_fp)

{

spin_lock(&foo_mutex);

foo*old_fp=gbl_foo;

gbl_foo=new_fp;

spin_unlock(&foo_mutex);

kfee(old_fp);

}

如上的程序，是針對于全局變量gbl_foo的操作。假設以下場景。有兩個線程同時運行 foo_ read和foo_update的時候，當foo_ read執行完賦值操作后，線程發生切換；此時另一個線程開始執行foo_update并執行完成。當foo_ read運行的進程切換回來后，運行dosomething 的時候，fp已經被刪除，這將對系統造成危害。為了防止此類事件的發生，RCU里增加了一個新的概念叫寬限期（Grace period）。如下圖所示：

圖中每行代表一個線程，最下面的一行是刪除線程，當它執行完刪除操作后，線程進入了寬限期。寬限期的意義是，在一個刪除動作發生后，它必須等待所有在寬限期開始前已經開始的讀線程結束，才可以進行銷毀操作。這樣做的原因是這些線程有可能讀到了要刪除的元素。圖中的寬限期必須等待1和2結束；而讀線程5在寬限期開始前已經結束，不需要考慮；而3,4,6也不需要考慮，因為在寬限期結束后開始后的線程不可能讀到已刪除的元素。為此RCU機制提供了相應的API來實現這個功能。

[cpp]view plaincopy

voidfoo_read(void)

{

rcu_read_lock();

foo*fp=gbl_foo;

if(fp!=NULL)

dosomething(fp->a,fp->b,fp->c);

rcu_read_unlock();

}

voidfoo_update(foo*new_fp)

{

spin_lock(&foo_mutex);

foo*old_fp=gbl_foo;

gbl_foo=new_fp;

spin_unlock(&foo_mutex);

synchronize_rcu();

kfee(old_fp);

}

其中foo_read中增加了rcu_read_lock和rcu_read_unlock，這兩個函數用來標記一個RCU讀過程的開始和結束。其實作用就是幫助檢測寬限期是否結束。foo_update增加了一個函數synchronize_rcu()，調用該函數意味著一個寬限期的開始，而直到寬限期結束，該函數才會返回。我們再對比著圖看一看，線程1和2，在synchronize_rcu之前可能得到了舊的gbl_foo，也就是foo_update中的old_fp，如果不等它們運行結束，就調用kfee(old_fp)，極有可能造成系統崩潰。而3,4,6在synchronize_rcu之后運行，此時它們已經不可能得到old_fp，此次的kfee將不對它們產生影響。

寬限期是RCU實現中最復雜的部分,原因是在提高讀數據性能的同時，刪除數據的性能也不能太差。

訂閱——發布機制

當前使用的編譯器大多會對代碼做一定程度的優化，CPU也會對執行指令做一些優化調整,目的是提高代碼的執行效率，但這樣的優化，有時候會帶來不期望的結果。如例：

[cpp]view plaincopy

voidfoo_update(foo*new_fp)

{

spin_lock(&foo_mutex);

foo*old_fp=gbl_foo;

new_fp->a=1;

new_fp->b=‘b’;

new_fp->c=100;

gbl_foo=new_fp;

spin_unlock(&foo_mutex);

synchronize_rcu();

kfee(old_fp);

}

這段代碼中，我們期望的是6，7，8行的代碼在第10行代碼之前執行。但優化后的代碼并不對執行順序做出保證。在這種情形下，一個讀線程很可能讀到 new_fp，但new_fp的成員賦值還沒執行完成。當讀線程執行dosomething(fp->a, fp->b , fp->c ) 的 時候，就有不確定的參數傳入到dosomething，極有可能造成不期望的結果，甚至程序崩潰。可以通過優化屏障來解決該問題，RCU機制對優化屏障做了包裝，提供了專用的API來解決該問題。這時候，第十行不再是直接的指針賦值，而應該改為 :

rcu_assign_pointer(gbl_foo,new_fp);

rcu_assign_pointer的實現比較簡單，如下：

[cpp]view plaincopy

#definercu_assign_pointer(p,v)

__rcu_assign_pointer((p),(v),__rcu)

#define__rcu_assign_pointer(p,v,space)

do{

smp_wmb();

(p)=(typeof(*v)__forcespace*)(v);

}while(0)

我們可以看到它的實現只是在賦值之前加了優化屏障 smp_wmb來確保代碼的執行順序。另外就是宏中用到的__rcu，只是作為編譯過程的檢測條件來使用的。

在DEC Alpha CPU機器上還有一種更強悍的優化，如下所示：

[cpp]view plaincopy

voidfoo_read(void)

{

rcu_read_lock();

foo*fp=gbl_foo;

if(fp!=NULL)

dosomething(fp->a,fp->b,fp->c);

rcu_read_unlock();

}

第六行的fp->a,fp->b,fp->c會在第3行還沒執行的時候就預先判斷運行，當他和foo_update同時運行的時候，可能導致傳入dosomething的一部分屬于舊的gbl_foo，而另外的屬于新的。這樣導致運行結果的錯誤。為了避免該類問題，RCU還是提供了宏來解決該問題：

[cpp]view plaincopy

#definercu_dereference(p)rcu_dereference_check(p,0)

#definercu_dereference_check(p,c)

__rcu_dereference_check((p),rcu_read_lock_held()||(c),__rcu)

#define__rcu_dereference_check(p,c,space)

({

typeof(*p)*_________p1=(typeof(*p)*__force)ACCESS_ONCE(p);

rcu_lockdep_assert(c,"suspiciousrcu_dereference_check()"

"usage");

rcu_dereference_sparse(p,space);

smp_read_barrier_depends();

((typeof(*p)__force__kernel*)(_________p1));

})

staticinlineintrcu_read_lock_held(void)

{

if(!debug_lockdep_rcu_enabled())

return1;

if(rcu_is_cpu_idle())

return0;

if(!rcu_lockdep_current_cpu_online())

return0;

returnlock_is_held(&rcu_lock_map);

}

這段代碼中加入了調試信息，去除調試信息，可以是以下的形式（其實這也是舊版本中的代碼）：

[cpp]view plaincopy

#definercu_dereference(p)({

typeof(p)_________p1=p;

smp_read_barrier_depends();

(_________p1);

})

在賦值后加入優化屏障smp_read_barrier_depends()。

我們之前的第四行代碼改為foo *fp = rcu_dereference(gbl_foo);，就可以防止上述問題。

數據讀取的完整性

還是通過例子來說明這個問題：

如圖我們在原list中加入一個節點new到A之前，所要做的第一步是將new的指針指向A節點，第二步才是將Head的指針指向new。這樣做的目的是當插入操作完成第一步的時候，對于鏈表的讀取并不產生影響，而執行完第二步的時候，讀線程如果讀到new節點，也可以繼續遍歷鏈表。如果把這個過程反過來，第一步head指向new，而這時一個線程讀到new，由于new的指針指向的是Null，這樣將導致讀線程無法讀取到A，B等后續節點。從以上過程中，可以看出RCU并不保證讀線程讀取到new節點。如果該節點對程序產生影響，那么就需要外部調用做相應的調整。如在文件系統中，通過RCU定位后，如果查找不到相應節點，就會進行其它形式的查找，相關內容等分析到文件系統的時候再進行敘述。

我們再看一下刪除一個節點的例子：

如圖我們希望刪除B，這時候要做的就是將A的指針指向C，保持B的指針，然后刪除程序將進入寬限期檢測。由于B的內容并沒有變更，讀到B的線程仍然可以繼續讀取B的后續節點。B不能立即銷毀，它必須等待寬限期結束后，才能進行相應銷毀操作。由于A的節點已經指向了C，當寬限期開始之后所有的后續讀操作通過A找到的是C，而B已經隱藏了，后續的讀線程都不會讀到它。這樣就確保寬限期過后，刪除B并不對系統造成影響。

小結

RCU的原理并不復雜，應用也很簡單。但代碼的實現確并不是那么容易，難點都集中在了寬限期的檢測上，后續分析源代碼的時候，我們可以看到一些極富技巧的實現方式。