多核多線程已經(jīng)成為當(dāng)下一個(gè)時(shí)髦的話題,，而無(wú)鎖編程更是這個(gè)時(shí)髦話題中的熱點(diǎn)話題,。Linux 內(nèi)核可能是當(dāng)今最大最復(fù)雜的并行程序之一，為我們分析多核多線程提供了絕佳的范例,。內(nèi)核設(shè)計(jì)者已經(jīng)將最新的無(wú)鎖編程技術(shù)帶進(jìn)了 2.6 系統(tǒng)內(nèi)核中,，本文以 2.6.10 版本為藍(lán)本，帶領(lǐng)您領(lǐng)略多核多線程編程的真諦,，窺探無(wú)鎖編程的奧秘 ,，體味大師們的高雅設(shè)計(jì)！
非阻塞型同步 (Non-blocking Synchronization) 簡(jiǎn)介
如何正確有效的保護(hù)共享數(shù)據(jù)是編寫(xiě)并行程序必須面臨的一個(gè)難題,，通常的手段就是同步,。同步可分為阻塞型同步（Blocking Synchronization）和非阻塞型同步（ Non-blocking Synchronization）。
阻塞型同步是指當(dāng)一個(gè)線程到達(dá)臨界區(qū)時(shí),，因另外一個(gè)線程已經(jīng)持有訪問(wèn)該共享數(shù)據(jù)的鎖,，從而不能獲取鎖資源而阻塞，直到另外一個(gè)線程釋放鎖,。常見(jiàn)的同步原語(yǔ)有 mutex,、semaphore 等。如果同步方案采用不當(dāng),，就會(huì)造成死鎖（deadlock）,，活鎖（livelock）和優(yōu)先級(jí)反轉(zhuǎn)（priority inversion），以及效率低下等現(xiàn)象,。
為了降低風(fēng)險(xiǎn)程度和提高程序運(yùn)行效率,，業(yè)界提出了不采用鎖的同步方案，依照這種設(shè)計(jì)思路設(shè)計(jì)的算法稱為非阻塞型算法,，其本質(zhì)特征就是停止一個(gè)線程的執(zhí)行不會(huì)阻礙系統(tǒng)中其他執(zhí)行實(shí)體的運(yùn)行,。
當(dāng)今比較流行的 Non-blocking Synchronization 實(shí)現(xiàn)方案有三種：
Wait-free
Wait-free 是指任意線程的任何操作都可以在有限步之內(nèi)結(jié)束，而不用關(guān)心其它線程的執(zhí)行速度,。 Wait-free 是基于 per-thread 的,，可以認(rèn)為是 starvation-free 的,。非常遺憾的是實(shí)際情況并非如此,，采用 Wait-free 的程序并不能保證 starvation-free,，同時(shí)內(nèi)存消耗也隨線程數(shù)量而線性增長(zhǎng)。目前只有極少數(shù)的非阻塞算法實(shí)現(xiàn)了這一點(diǎn),。
Lock-free
Lock-Free 是指能夠確保執(zhí)行它的所有線程中至少有一個(gè)能夠繼續(xù)往下執(zhí)行,。由于每個(gè)線程不是 starvation-free 的，即有些線程可能會(huì)被任意地延遲,，然而在每一步都至少有一個(gè)線程能夠往下執(zhí)行,，因此系統(tǒng)作為一個(gè)整體是在持續(xù)執(zhí)行的，可以認(rèn)為是 system-wide 的,。所有 Wait-free 的算法都是 Lock-Free 的,。
Obstruction-free
Obstruction-free 是指在任何時(shí)間點(diǎn)，一個(gè)孤立運(yùn)行線程的每一個(gè)操作可以在有限步之內(nèi)結(jié)束,。只要沒(méi)有競(jìng)爭(zhēng),，線程就可以持續(xù)運(yùn)行。一旦共享數(shù)據(jù)被修改,，Obstruction-free 要求中止已經(jīng)完成的部分操作,，并進(jìn)行回滾。 所有 Lock-Free 的算法都是 Obstruction-free 的,。
綜上所述,，不難得出 Obstruction-free 是 Non-blocking synchronization 中性能最差的，而 Wait-free 性能是最好的,，但實(shí)現(xiàn)難度也是最大的,，因此 Lock-free 算法開(kāi)始被重視，并廣泛運(yùn)用于當(dāng)今正在運(yùn)行的程序中,，比如 linux 內(nèi)核,。
一般采用原子級(jí)的 read-modify-write 原語(yǔ)來(lái)實(shí)現(xiàn) Lock-Free 算法，其中 LL 和 SC 是 Lock-Free 理論研究領(lǐng)域的理想原語(yǔ),，但實(shí)現(xiàn)這些原語(yǔ)需要 CPU 指令的支持,，非常遺憾的是目前沒(méi)有任何 CPU 直接實(shí)現(xiàn)了 SC 原語(yǔ)。根據(jù)此理論,，業(yè)界在原子操作的基礎(chǔ)上提出了著名的 CAS（Compare - And - Swap）操作來(lái)實(shí)現(xiàn) Lock-Free 算法,，Intel 實(shí)現(xiàn)了一條類似該操作的指令：cmpxchg8。
CAS 原語(yǔ)負(fù)責(zé)將某處內(nèi)存地址的值（1 個(gè)字節(jié)）與一個(gè)期望值進(jìn)行比較,，如果相等,，則將該內(nèi)存地址處的值替換為新值，CAS 操作偽碼描述如下：
清單 1. CAS 偽碼
Bool CAS(T* addr, T expected, T newValue)
{
if( *addr == expected )
{
*addr = newValue;
return true;
}
else
return false;
}
在實(shí)際開(kāi)發(fā)過(guò)程中,，利用 CAS 進(jìn)行同步,，代碼如下所示：
清單 2. CAS 實(shí)際操作
do{
備份舊數(shù)據(jù)；
基于舊數(shù)據(jù)構(gòu)造新數(shù)據(jù)；
}while(!CAS( 內(nèi)存地址,，備份的舊數(shù)據(jù),，新數(shù)據(jù) ))
就是指當(dāng)兩者進(jìn)行比較時(shí)，如果相等,，則證明共享數(shù)據(jù)沒(méi)有被修改,，替換成新值，然后繼續(xù)往下運(yùn)行,；如果不相等,，說(shuō)明共享數(shù)據(jù)已經(jīng)被修改，放棄已經(jīng)所做的操作,，然后重新執(zhí)行剛才的操作,。容易看出 CAS 操作是基于共享數(shù)據(jù)不會(huì)被修改的假設(shè)，采用了類似于數(shù)據(jù)庫(kù)的 commit-retry 的模式,。當(dāng)同步?jīng)_突出現(xiàn)的機(jī)會(huì)很少時(shí),，這種假設(shè)能帶來(lái)較大的性能提升。
加鎖的層級(jí)
根據(jù)復(fù)雜程度,、加鎖粒度及運(yùn)行速度,，可以得出如下圖所示的鎖層級(jí)：
圖 1. 加鎖層級(jí)
其中標(biāo)注為紅色字體的方案為 Blocking synchronization，黑色字體為 Non-blocking synchronization,。Lock-based 和 Lockless-based 兩者之間的區(qū)別僅僅是加鎖粒度的不同,。圖中最底層的方案就是大家經(jīng)常使用的 mutex 和 semaphore 等方案，代碼復(fù)雜度低,，但運(yùn)行效率也最低,。
Linux 內(nèi)核中的無(wú)鎖分析
Linux 內(nèi)核可能是當(dāng)今最大最復(fù)雜的并行程序之一，它的并行主要來(lái)至于中斷,、內(nèi)核搶占及 SMP 等,。內(nèi)核設(shè)計(jì)者們?yōu)榱瞬粩嗵岣?Linux 內(nèi)核的效率，從全局著眼,，逐步廢棄了大內(nèi)核鎖來(lái)降低鎖的粒度,；從細(xì)處下手，不斷對(duì)局部代碼進(jìn)行優(yōu)化,，用無(wú)鎖編程替代基于鎖的方案,，如 seqlock 及 RCU 等；不斷減少鎖沖突程度,、降低等待時(shí)間,，如 Double-checked locking 和原子鎖等。
無(wú)論什么時(shí)候當(dāng)臨界區(qū)中的代碼僅僅需要加鎖一次,，同時(shí)當(dāng)其獲取鎖的時(shí)候必須是線程安全的,，此時(shí)就可以利用 Double-checked Locking 模式來(lái)減少鎖競(jìng)爭(zhēng)和加鎖載荷,。目前 Double-checked Locking 已經(jīng)廣泛應(yīng)用于單例 (Singleton) 模式中。內(nèi)核設(shè)計(jì)者基于此思想,，巧妙的將 Double-checked Locking 方法運(yùn)用于內(nèi)核代碼中,。
當(dāng)一個(gè)進(jìn)程已經(jīng)僵死，即進(jìn)程處于 TASK_ZOMBIE 狀態(tài),，如果父進(jìn)程調(diào)用 waitpid() 系統(tǒng)調(diào)用時(shí),，父進(jìn)程需要為子進(jìn)程做一些清理性的工作,，代碼如下所示：
清單 3. 少鎖操作
984 static int wait_task_zombie(task_t *p, int noreap,
985 struct siginfo __user *infop,
986 int __user *stat_addr, struct rusage __user *ru)
987 {
……
1103 if (p->real_parent != p->parent) {
1104 write_lock_irq(&tasklist_lock);
1105 /* Double-check with lock held. */
1106 if (p->real_parent != p->parent) {
1107 __ptrace_unlink(p);
1108 // TODO: is this safe?
1109 p->exit_state = EXIT_ZOMBIE;
……
1120 }
1121 write_unlock_irq(&tasklist_lock);
1122 }
……
1127 }
如果將 write_lock_irq 放置于 1103 行之前,，鎖的范圍過(guò)大，鎖的負(fù)載也會(huì)加重,，影響效率,；如果將加鎖的代碼放到判斷里面，且沒(méi)有 1106 行的代碼,，程序會(huì)正確嗎,？在單核情況下是正確的，但在雙核情況下問(wèn)題就出現(xiàn)了,。一個(gè)非主進(jìn)程在一個(gè) CPU 上運(yùn)行,，正準(zhǔn)備調(diào)用 exit 退出，此時(shí)主進(jìn)程在另外一個(gè) CPU 上運(yùn)行,，在子進(jìn)程調(diào)用 release_task 函數(shù)之前調(diào)用上述代碼,。子進(jìn)程在 exit_notify 函數(shù)中，先持有讀寫(xiě)鎖 tasklist_lock,，調(diào)用 forget_original_parent,。主進(jìn)程運(yùn)行到 1104 處，由于此時(shí)子進(jìn)程先持有該鎖,，所以父進(jìn)程只好等待,。在 forget_original_parent 函數(shù)中，如果該子進(jìn)程還有子進(jìn)程,，則會(huì)調(diào)用 reparent_thread(),，將執(zhí)行 p->parent = p->real_parent; 語(yǔ)句，導(dǎo)致兩者相等,，等非主進(jìn)程釋放讀寫(xiě)鎖 tasklist_lock 時(shí),，另外一個(gè) CPU 上的主進(jìn)程被喚醒，一旦開(kāi)始執(zhí)行,，繼續(xù)運(yùn)行將會(huì)導(dǎo)致 bug,。
嚴(yán)格的說(shuō)，Double-checked locking 不屬于無(wú)鎖編程的范疇,，但由原來(lái)的每次加鎖訪問(wèn)到大多數(shù)情況下無(wú)須加鎖,，就是一個(gè)巨大的進(jìn)步。同時(shí)從這里也可以看出一點(diǎn)端倪，內(nèi)核開(kāi)發(fā)者為了降低鎖沖突率,，減少等待時(shí)間,，提高運(yùn)行效率，一直在持續(xù)不斷的進(jìn)行改進(jìn),。
原子操作可以保證指令以原子的方式執(zhí)行——執(zhí)行過(guò)程不被打斷,。內(nèi)核提供了兩組原子操作接口：一組針對(duì)于整數(shù)進(jìn)行操作，另外一組針對(duì)于單獨(dú)的位進(jìn)行操作,。內(nèi)核中的原子操作通常是內(nèi)聯(lián)函數(shù),，一般是通過(guò)內(nèi)嵌匯編指令來(lái)完成。對(duì)于一些簡(jiǎn)單的需求,，例如全局統(tǒng)計(jì),、引用計(jì)數(shù)等等，可以歸結(jié)為是對(duì)整數(shù)的原子計(jì)算,。
1. Lock-free 應(yīng)用場(chǎng)景一 —— Spin Lock
Spin Lock 是一種輕量級(jí)的同步方法,，一種非阻塞鎖。當(dāng) lock 操作被阻塞時(shí),，并不是把自己掛到一個(gè)等待隊(duì)列,，而是死循環(huán) CPU 空轉(zhuǎn)等待其他線程釋放鎖。 Spin lock 鎖實(shí)現(xiàn)代碼如下：
清單 4. spin lock 實(shí)現(xiàn)代碼
static inline void __preempt_spin_lock(spinlock_t *lock)
{
……
do {
preempt_enable();
while (spin_is_locked(lock))
cpu_relax();
preempt_disable();
} while (!_raw_spin_trylock(lock));
}
static inline int _raw_spin_trylock(spinlock_t *lock)
{
char oldval;
__asm__ __volatile__(
"xchgb %b0,%1"
:"=q" (oldval), "=m" (lock->lock)
:"0" (0) : "memory");
return oldval > 0;
}
匯編語(yǔ)言指令 xchgb 原子性的交換 8 位 oldval( 存 0) 和 lock->lock 的值,，如果 oldval 為 1(lock 初始值為 1),，則獲取鎖成功，反之,，則繼續(xù)循環(huán),，接著 relax 休息一會(huì)兒，然后繼續(xù)周而復(fù)始,，直到成功,。
對(duì)于應(yīng)用程序來(lái)說(shuō)，希望任何時(shí)候都能獲取到鎖,，也就是期望 lock->lock 為 1,，那么用 CAS 原語(yǔ)來(lái)描述 _raw_spin_trylock(lock) 就是 CAS(lock->lock,1,0);
如果同步操作總是能在數(shù)條指令內(nèi)完成，那么使用 Spin Lock 會(huì)比傳統(tǒng)的 mutex lock 快一個(gè)數(shù)量級(jí),。Spin Lock 多用于多核系統(tǒng)中,，適合于鎖持有時(shí)間小于將一個(gè)線程阻塞和喚醒所需時(shí)間的場(chǎng)合。
pthread 庫(kù)已經(jīng)提供了對(duì) spin lock 的支持,，所以用戶態(tài)程序也能很方便的使用 spin lock 了,，需要包含 pthread.h 。在某些場(chǎng)景下,，pthread_spin_lock 效率是 pthread_mutex_lock 效率的一倍多,。美中不足的是,，內(nèi)核實(shí)現(xiàn)了讀寫(xiě) spin lock 鎖，但 pthread 未能實(shí)現(xiàn),。
2. Lock -free 應(yīng)用場(chǎng)景二 —— Seqlock
手表最主要最常用的功能是讀時(shí)間,，而不是校正時(shí)間，一旦后者成了最常用的功能,，消費(fèi)者肯定不會(huì)買賬,。計(jì)算機(jī)的時(shí)鐘也是這個(gè)功能，修改時(shí)間是小概率事件,，而讀時(shí)間是經(jīng)常發(fā)生的行為,。以下代碼摘自 2.4.34 內(nèi)核：
清單 5. 2.4.34 seqlock 實(shí)現(xiàn)代碼
443 void do_gettimeofday(struct timeval *tv)
444 {
……
448 read_lock_irqsave(&xtime_lock, flags);
……
455 sec = xtime.tv_sec;
456 usec += xtime.tv_usec;
457 read_unlock_irqrestore(&xtime_lock, flags);
……
466 }
468 void do_settimeofday(struct timeval *tv)
469 {
470 write_lock_irq(&xtime_lock);
……
490 write_unlock_irq(&xtime_lock);
491 }
不難發(fā)現(xiàn)獲取時(shí)間和修改時(shí)間采用的是 spin lock 讀寫(xiě)鎖，讀鎖和寫(xiě)鎖具有相同的優(yōu)先級(jí),，只要讀持有鎖,，寫(xiě)鎖就必須等待,，反之亦然,。
Linux 2.6 內(nèi)核中引入一種新型鎖——順序鎖 (seqlock)，它與 spin lock 讀寫(xiě)鎖非常相似,，只是它為寫(xiě)者賦予了較高的優(yōu)先級(jí),。也就是說(shuō)，即使讀者正在讀的時(shí)候也允許寫(xiě)者繼續(xù)運(yùn)行,。當(dāng)存在多個(gè)讀者和少數(shù)寫(xiě)者共享一把鎖時(shí),，seqlock 便有了用武之地，因?yàn)?seqlock 對(duì)寫(xiě)者更有利,，只要沒(méi)有其他寫(xiě)者,，寫(xiě)鎖總能獲取成功。根據(jù) lock-free 和時(shí)鐘功能的思想,，內(nèi)核開(kāi)發(fā)者在 2.6 內(nèi)核中,，將上述讀寫(xiě)鎖修改成了順序鎖 seqlock，代碼如下：
清單 6. 2.6.10 seqlock 實(shí)現(xiàn)代碼
static inline unsigned read_seqbegin(const seqlock_t *sl)
{
unsigned ret = sl->sequence;
smp_rmb();
return ret;
}
static inline int read_seqretry(const seqlock_t *sl, unsigned iv)
{
smp_rmb();
return (iv & 1) | (sl->sequence ^ iv);
}
static inline void write_seqlock(seqlock_t *sl)
{
spin_lock(&sl->lock);
++sl->sequence;
smp_wmb();
}
void do_gettimeofday(struct timeval *tv)
{
unsigned long seq;
unsigned long usec, sec;
unsigned long max_ntp_tick;
……
do {
unsigned long lost;
seq = read_seqbegin(&xtime_lock);
……
sec = xtime.tv_sec;
usec += (xtime.tv_nsec / 1000);
} while (read_seqretry(&xtime_lock, seq));
……
tv->tv_sec = sec;
tv->tv_usec = usec;
}
int do_settimeofday(struct timespec *tv)
{
……
write_seqlock_irq(&xtime_lock);
……
write_sequnlock_irq(&xtime_lock);
clock_was_set();
return 0;
}
Seqlock 實(shí)現(xiàn)原理是依賴一個(gè)序列計(jì)數(shù)器,，當(dāng)寫(xiě)者寫(xiě)入數(shù)據(jù)時(shí),，會(huì)得到一把鎖，并且將序列值加 1,。當(dāng)讀者讀取數(shù)據(jù)之前和之后,，該序列號(hào)都會(huì)被讀取，如果讀取的序列號(hào)值都相同,，則表明寫(xiě)沒(méi)有發(fā)生,。反之，表明發(fā)生過(guò)寫(xiě)事件,，則放棄已進(jìn)行的操作,，重新循環(huán)一次,，直至成功。不難看出,，do_gettimeofday 函數(shù)里面的 while 循環(huán)和接下來(lái)的兩行賦值操作就是 CAS 操作,。
采用順序鎖 seqlock 好處就是寫(xiě)者永遠(yuǎn)不會(huì)等待，缺點(diǎn)就是有些時(shí)候讀者不得不反復(fù)多次讀相同的數(shù)據(jù)直到它獲得有效的副本,。當(dāng)要保護(hù)的臨界區(qū)很小,，很簡(jiǎn)單，頻繁讀取而寫(xiě)入很少發(fā)生（WRRM--- Write Rarely Read Mostly）且必須快速時(shí),，就可以使用 seqlock,。但 seqlock 不能保護(hù)包含有指針的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，因?yàn)楫?dāng)寫(xiě)者修改數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)時(shí),，讀者可能會(huì)訪問(wèn)一個(gè)無(wú)效的指針,。
3. Lock -free 應(yīng)用場(chǎng)景三 —— RCU
在 2.6 內(nèi)核中，開(kāi)發(fā)者還引入了一種新的無(wú)鎖機(jī)制 -RCU(Read-Copy-Update),，允許多個(gè)讀者和寫(xiě)者并發(fā)執(zhí)行,。RCU 技術(shù)的核心是寫(xiě)操作分為寫(xiě)和更新兩步，允許讀操作在任何時(shí)候無(wú)阻礙的運(yùn)行,，換句話說(shuō),，就是通過(guò)延遲寫(xiě)來(lái)提高同步性能。RCU 主要應(yīng)用于 WRRM 場(chǎng)景,，但它對(duì)可保護(hù)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)做了一些限定：RCU 只保護(hù)被動(dòng)態(tài)分配并通過(guò)指針引用的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu),，同時(shí)讀寫(xiě)控制路徑不能有睡眠。以下數(shù)組動(dòng)態(tài)增長(zhǎng)代碼摘自 2.4.34 內(nèi)核：
清單 7. 2.4.34 RCU 實(shí)現(xiàn)代碼
其中 ipc_lock 是讀者,，grow_ary 是寫(xiě)者,，不論是讀或者寫(xiě)，都需要加 spin lock 對(duì)被保護(hù)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)進(jìn)行訪問(wèn),。改變數(shù)組大小是小概率事件,，而讀取是大概率事件，同時(shí)被保護(hù)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)是指針,，滿足 RCU 運(yùn)用場(chǎng)景,。以下代碼摘自 2.6.10 內(nèi)核：
清單 8. 2.6.10 RCU 實(shí)現(xiàn)代碼
#define rcu_read_lock() preempt_disable()
#define rcu_read_unlock() preempt_enable()
#define rcu_assign_pointer(p, v) ({ \
smp_wmb(); \
(p) = (v); \
})
struct kern_ipc_perm* ipc_lock(struct ipc_ids* ids, int id)
{
……
rcu_read_lock();
entries = rcu_dereference(ids->entries);
if(lid >= entries->size) {
rcu_read_unlock();
return NULL;
}
out = entries->p[lid];
if(out == NULL) {
rcu_read_unlock();
return NULL;
}
……
return out;
}
static int grow_ary(struct ipc_ids* ids, int newsize)
{
struct ipc_id_ary* new;
struct ipc_id_ary* old;
……
new = ipc_rcu_alloc(sizeof(struct kern_ipc_perm *)*newsize +
sizeof(struct ipc_id_ary));
if(new == NULL)
return size;
new->size = newsize;
memcpy(new->p, ids->entries->p, sizeof(struct kern_ipc_perm *)*size
+sizeof(struct ipc_id_ary));
for(i=size;i
}
old = ids->entries;
/*
* Use rcu_assign_pointer() to make sure the memcpyed contents
* of the new array are visible before the new array becomes visible.
*/
rcu_assign_pointer(ids->entries, new);
ipc_rcu_putref(old);
return newsize;
}
縱觀整個(gè)流程，寫(xiě)者除內(nèi)核屏障外,，幾乎沒(méi)有一把鎖,。當(dāng)寫(xiě)者需要更新數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)時(shí)，首先復(fù)制該數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu),，申請(qǐng) new 內(nèi)存,，然后對(duì)副本進(jìn)行修改，調(diào)用 memcpy 將原數(shù)組的內(nèi)容拷貝到 new 中,，同時(shí)對(duì)擴(kuò)大的那部分賦新值,，修改完畢后,，寫(xiě)者調(diào)用 rcu_assign_pointer 修改相關(guān)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的指針，使之指向被修改后的新副本,，整個(gè)寫(xiě)操作一氣呵成,，其中修改指針值的操作屬于原子操作。在數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)被寫(xiě)者修改后,，需要調(diào)用內(nèi)存屏障 smp_wmb,，讓其他 CPU 知曉已更新的指針值，否則會(huì)導(dǎo)致 SMP 環(huán)境下的 bug,。當(dāng)所有潛在的讀者都執(zhí)行完成后,，調(diào)用 call_rcu 釋放舊副本。同 Spin lock 一樣,，RCU 同步技術(shù)主要適用于 SMP 環(huán)境,。
環(huán)形緩沖區(qū)是生產(chǎn)者和消費(fèi)者模型中常用的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。生產(chǎn)者將數(shù)據(jù)放入數(shù)組的尾端,，而消費(fèi)者從數(shù)組的另一端移走數(shù)據(jù),，當(dāng)達(dá)到數(shù)組的尾部時(shí)，生產(chǎn)者繞回到數(shù)組的頭部,。
如果只有一個(gè)生產(chǎn)者和一個(gè)消費(fèi)者,，那么就可以做到免鎖訪問(wèn)環(huán)形緩沖區(qū)（Ring Buffer）,。寫(xiě)入索引只允許生產(chǎn)者訪問(wèn)并修改,，只要寫(xiě)入者在更新索引之前將新的值保存到緩沖區(qū)中，則讀者將始終看到一致的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu),。同理,，讀取索引也只允許消費(fèi)者訪問(wèn)并修改。
圖 2. 環(huán)形緩沖區(qū)實(shí)現(xiàn)原理圖
如圖所示,，當(dāng)讀者和寫(xiě)者指針相等時(shí),，表明緩沖區(qū)是空的，而只要寫(xiě)入指針在讀取指針后面時(shí),，表明緩沖區(qū)已滿,。
清單 9. 2.6.10 環(huán)形緩沖區(qū)實(shí)現(xiàn)代碼
/*
* __kfifo_put - puts some data into the FIFO, no locking version
* Note that with only one concurrent reader and one concurrent
* writer, you don't need extra locking to use these functions.
*/
unsigned int __kfifo_put(struct kfifo *fifo,
unsigned char *buffer, unsigned int len)
{
unsigned int l;
len = min(len, fifo->size - fifo->in + fifo->out);
/* first put the data starting from fifo->in to buffer end */
l = min(len, fifo->size - (fifo->in & (fifo->size - 1)));
memcpy(fifo->buffer + (fifo->in & (fifo->size - 1)), buffer, l);
/* then put the rest (if any) at the beginning of the buffer */
memcpy(fifo->buffer, buffer + l, len - l);
fifo->in += len;
return len;
}
/*
* __kfifo_get - gets some data from the FIFO, no locking version
* Note that with only one concurrent reader and one concurrent
* writer, you don't need extra locking to use these functions.
*/
unsigned int __kfifo_get(struct kfifo *fifo,
unsigned char *buffer, unsigned int len)
{
unsigned int l;
len = min(len, fifo->in - fifo->out);
/* first get the data from fifo->out until the end of the buffer */
l = min(len, fifo->size - (fifo->out & (fifo->size - 1)));
memcpy(buffer, fifo->buffer + (fifo->out & (fifo->size - 1)), l);
/* then get the rest (if any) from the beginning of the buffer */
memcpy(buffer + l, fifo->buffer, len - l);
fifo->out += len;
return len;
}
以上代碼摘自 2.6.10 內(nèi)核，通過(guò)代碼的注釋（斜體部分）可以看出,，當(dāng)只有一個(gè)消費(fèi)者和一個(gè)生產(chǎn)者時(shí),，可以不用添加任何額外的鎖，就能達(dá)到對(duì)共享數(shù)據(jù)的訪問(wèn),。
總結(jié)
通過(guò)對(duì)比 2.4 和 2.6 內(nèi)核代碼,，不得不佩服內(nèi)核開(kāi)發(fā)者的智慧，為了提高內(nèi)核性能,，一直不斷的進(jìn)行各種優(yōu)化,，并將業(yè)界最新的 lock-free 理念運(yùn)用到內(nèi)核中,。
在實(shí)際開(kāi)發(fā)過(guò)程中，進(jìn)行無(wú)鎖設(shè)計(jì)時(shí),，首先進(jìn)行場(chǎng)景分析,，因?yàn)槊糠N無(wú)鎖方案都有特定的應(yīng)用場(chǎng)景，接著根據(jù)場(chǎng)景分析進(jìn)行數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的初步設(shè)計(jì),，然后根據(jù)先前的分析結(jié)果進(jìn)行并發(fā)模型建模,，最后在調(diào)整數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的設(shè)計(jì)，以便達(dá)到最優(yōu),。