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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。今天我們而主要來說說linux內核rcu的機制詳解。
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。
struct foo {
int a;
char b;
long c;
};
DEFINE_SPINLOCK（foo_mutex）;
struct foo *gbl_foo;
void foo_read （void）
{
foo *fp = gbl_foo;
if （ fp ！= NULL ）
dosomething（fp-》a， fp-》b ， fp-》c ）;
}
void foo_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。
void foo_read（void）
{
rcu_read_lock（）;
foo *fp = gbl_foo;
if （ fp ！= NULL ）
dosomething（fp-》a，fp-》b，fp-》c）;
rcu_read_unlock（）;
}
void foo_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：
void foo_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?？梢酝ㄟ^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：
#define rcu_assign_pointer（p， v） \
__rcu_assign_pointer（（p）， （v）， __rcu）
#define __rcu_assign_pointer（p， v， space） \
do { \
smp_wmb（）; \
（p） = （typeof（*v） __force space *）（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：
void foo_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：
#define rcu_dereference（p） rcu_dereference_check（p， 0）
#define rcu_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， “suspicious rcu_dereference_check（）” \
“ usage”）; \
rcu_dereference_sparse（p， space）; \
smp_read_barrier_depends（）; \
（（typeof（*p） __force __kernel *）（_________p1））; \
}）
static inline int rcu_read_lock_held（void）
{
if （！debug_lockdep_rcu_enabled（））
return 1;
if （rcu_is_cpu_idle（））
return 0;
if （！rcu_lockdep_current_cpu_online（））
return 0;
return lock_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）：
#define rcu_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。
工商網監
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