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并发控制相关的硬件与内核支持

2016年03月13日

简介

线程同步出现的根本原因是访问公共资源需要多个操作,而这多个操作的执行过程不具备原子性,被任务调度器分开了,而其他线程会破坏共享资源,所以需要在临界区做线程的同步,这里我们先明确一个概念,就是临界区,临界区是指多个任务访问共享资源如内存或文件时候的指令,临界区是指令并不是受访问的资源

有两个核心点,一个是原子操作,另一个则是中断;并发安全有以下几个办法(防中断,防其它执行体):

  1. 原子操作,x86中带lock 前缀的指令,lock 前缀表示锁定总线(中断是不能打断这个操作的),仅适用单体变量。PS: 可以认为lock 指令本身有锁总线的功能,然后因为锁总线的功能导致前后指令无法乱序,进而编译器和cpu 碰到lock 也不会乱序执行,进而用lock 锁总线之外附赠一个禁止乱序执行的效果(内存屏障)。java 或go 的 atomic 包会被编译带lock 的指令码。
  2. 关中断。当要操作的数据很多的情况下,用原子变量就不适合了。单 CPU同一时刻只有一条代码执行流,除了中断会中止当前代码执行流,转而运行另一条代码执行流(中断处理程序),再无其它代码执行流。这种情况下只要控制了中断,就能安全地操作全局数据。
  3. 自旋锁。多cpu时代,大家都自觉地点,操作数据之前先去检查下锁变量。首先读取锁变量,判断其值是否已经加锁,如果未加锁则执行加锁,然后返回,表示加锁成功;如果已经加锁了,就要返回第一步继续执行后续步骤,因而得名自旋锁。这个算法看似很好,但是想要正确执行它,就必须保证读取锁变量和判断并加锁的操作是原子执行的。否则,CPU0 在读取了锁变量之后,CPU1 读取锁变量判断未加锁执行加锁,然后 CPU0 也判断未加锁执行加锁,这时就会发现两个 CPU 都加锁成功,因此这个算法出错了。怎么解决这个问题呢?这就要找硬件要解决方案了,x86 CPU 给我们提供了一个原子交换指令,xchg,它可以让寄存器里的一个值跟内存空间中的一个值做交换。在使用自旋锁的时候我们仍然要注意中断。
  4. 信号量。如果长时间等待后才能获取数据,在这样的情况下,前面中断控制和自旋锁都不能很好地解决,于是我们开发了信号量。信号量由一套数据结构和函数组成,它能使获取数据的代码执行流进入睡眠,然后在相关条件满足时被唤醒,这样就能让 CPU 能有时间处理其它任务。所以信号量同时解决了三个问题:等待、互斥、唤醒。PS:通过等待队列来记录加锁失败的执行体,并后续通过一定的策略来选择唤醒,已经带入了调度的概念,这也是很多编程语言中信号量的实现方式。

硬件对并发控制的支持

原子变量的实现

// 常用的32位的原子变量类型
typedef struct { 
    int counter;
} atomic_t;
//原子读取变量中的值
static __always_inline int arch_atomic_read(const atomic_t *v){ return __READ_ONCE((v)->counter);}
//原子写入一个具体的值
static __always_inline void arch_atomic_set(atomic_t *v, int i){ __WRITE_ONCE(v->counter, i);}
//原子加上一个具体的值
static  __always_inline void arch_atomic_add(int i, atomic_t *v){ 
    asm volatile(LOCK_PREFIX "addl %1,%0" : "+m" (v->counter) : "ir" (i) : "memory");
}
//原子减去一个具体的值
static __always_inline void arch_atomic_sub(int i, atomic_t *v){ 
    asm volatile(LOCK_PREFIX "subl %1,%0" : "+m" (v->counter) : "ir" (i) : "memory");
}

LOCK_PREFIX 是一个宏,根据需要展开成“lock;”或者空串。单核心 CPU 是不需要 lock 前缀的,只要在多核心 CPU 下才需要加上 lock 前缀。Linux 定义了 __READ_ONCE,__WRITE_ONCE 这两个宏,是对代码封装并利用 GCC 的特性对代码进行检查,把让错误显现在编译阶段。其中的“volatile int *”是为了提醒编译器:这是对内存地址读写,不要有优化动作,每次都必须强制写入内存或从内存读取。

操作系统对并发控制的支持

我们常见的各种锁是有层级的,最底层的两种锁就是互斥锁和自旋锁,其他锁都是基于它们实现的

spinlock_t 以及操作函数spin_lock 和spin_unlock

//最底层的自旋锁数据结构
typedef struct{
    // 真正的锁值变量,用volatile标识
    volatile unsigned long lock;
}spinlock_t;
#define spin_unlock_string 
    \ "movb $1,%0" \ //写入1表示解锁 
    :"=m" (lock->lock) : : "memory"
#define spin_lock_string \ 
    "\n1:\t" \ "lock ; decb %0\n\t" \ //原子减1 
    "js 2f\n" \ //当结果小于0则跳转到标号2处,表示加锁失败 
    ".section .text.lock,\"ax\"\n" \ //重新定义一个代码段,这是优化技术,避免后面的代码填充cache,因为大部分情况会加锁成功,链接器会处理好这个代码段的 
    "2:\t" \ 
    "cmpb $0,%0\n\t" \ //和0比较 
    "rep;nop\n\t" \ //空指令 
    "jle 2b\n\t" \ //小于或等于0跳转到标号2 
    "jmp 1b\n" \ //跳转到标号1 
    ".previous"//获取自旋锁
static inline void spin_lock(spinlock_t*lock){ 
    __asm__ __volatile__( 
    spin_lock_string 
    :"=m"(lock->lock)::"memory" 
    );
}
//释放自旋锁
static inline void spin_unlock(spinlock_t*lock){
    __asm__ __volatile__( spin_unlock_string );
}

信号量 semaphore 及接口函数 down和up

struct semaphore{
    raw_spinlock_t lock;//保护信号量自身的自旋锁
    unsigned int count;//信号量值
    struct list_head wait_list;//挂载睡眠等待进程的链表
};
#define down_console_sem() do { \
    down(&console_sem);\
} while (0)
static void __up_console_sem(unsigned long ip) {
    up(&console_sem);
}
#define up_console_sem() __up_console_sem(_RET_IP_)
//加锁console
void console_lock(void)
{
    might_sleep();
    down_console_sem();//获取信号量console_sem
    if (console_suspended)
        return;
    console_locked = 1;
    console_may_schedule = 1;
}
//解锁console
void console_unlock(void)
{
    static char ext_text[CONSOLE_EXT_LOG_MAX];
    static char text[LOG_LINE_MAX + PREFIX_MAX];
    //……删除了很多代码
    up_console_sem();//释放信号量console_sem
    raw_spin_lock(&logbuf_lock);
    //……删除了很多代码   
}

static inline int __sched __down_common(struct semaphore *sem, long state,long timeout)
{
    struct semaphore_waiter waiter;
    //把waiter加入sem->wait_list的头部
    list_add_tail(&waiter.list, &sem->wait_list);
    waiter.task = current;//current表示当前进程,即调用该函数的进程
    waiter.up = false;
    for (;;) {
        if (signal_pending_state(state, current))
            goto interrupted;
        if (unlikely(timeout <= 0))
            goto timed_out;
        __set_current_state(state);//设置当前进程的状态,进程睡眠,即先前__down函数中传入的TASK_UNINTERRUPTIBLE:该状态是等待资源有效时唤醒(比如等待键盘输入、socket连接、信号(signal)等等),但不可以被中断唤醒
        raw_spin_unlock_irq(&sem->lock);//释放在down函数中加的锁
        timeout = schedule_timeout(timeout);//真正进入睡眠
        raw_spin_lock_irq(&sem->lock);//进程下次运行会回到这里,所以要加锁
        if (waiter.up)
            return 0;
    }
 timed_out:
    list_del(&waiter.list);
    return -ETIME;
 interrupted:
    list_del(&waiter.list);
    return -EINTR;

    //为了简单起见处理进程信号(signal)和超时的逻辑代码我已经删除
}
//进入睡眠等待
static noinline void __sched __down(struct semaphore *sem)
{
    __down_common(sem, TASK_UNINTERRUPTIBLE, MAX_SCHEDULE_TIMEOUT);
}
//获取信号量
void down(struct semaphore *sem)
{
    unsigned long flags;
    //对信号量本身加锁并关中断,必须另一段代码也在操作该信号量
    raw_spin_lock_irqsave(&sem->lock, flags);
    if (likely(sem->count > 0))
        sem->count--;//如果信号量值大于0,则对其减1
    else
        __down(sem);//否则让当前进程进入睡眠
    raw_spin_unlock_irqrestore(&sem->lock, flags);
}
//实际唤醒进程 
static noinline void __sched __up(struct semaphore *sem)
{
    struct semaphore_waiter *waiter = list_first_entry(&sem->wait_list, struct semaphore_waiter, list);
    //获取信号量等待链表中的第一个数据结构semaphore_waiter,它里面保存着睡眠进程的指针
    list_del(&waiter->list);
    waiter->up = true;
    wake_up_process(waiter->task);//唤醒进程重新加入调度队列
}
//释放信号量
void up(struct semaphore *sem)
{
    unsigned long flags;
    //对信号量本身加锁并关中断,必须另一段代码也在操作该信号量
    raw_spin_lock_irqsave(&sem->lock, flags);
    if (likely(list_empty(&sem->wait_list)))
        sem->count++;//如果信号量等待链表中为空,则对信号量值加1
    else
        __up(sem);//否则执行唤醒进程相关的操作
    raw_spin_unlock_irqrestore(&sem->lock, flags);
}

大话Linux内核中锁机制之原子操作、自旋锁

大话Linux内核中锁机制之内存屏障、读写自旋锁及顺序锁

大话Linux内核中锁机制之信号量、读写信号量

大话Linux内核中锁机制之完成量、互斥量

内存屏障

剖析Disruptor:为什么会这么快?(三)揭秘内存屏障

什么是内存屏障?它是一个CPU指令

  1. 插入一个内存屏障,相当于告诉CPU和编译器先于这个命令的必须先执行,后于这个命令的必须后执行
  2. 强制更新一次不同CPU的缓存。例如,一个写屏障会把这个屏障前写入的数据刷新到缓存,这样任何试图读取该数据的线程将得到最新值

volatile,有 volatile 修饰的变量,赋值后多执行了一个lock addl $0x0,(%esp)操作,这个操作相当于一个内存屏障,指令addl $0x0,(%esp)显然是一个空操作,关键在于 lock 前缀,查询 IA32 手册,它的作用是使得本 CPU 的 Cache 写入了内存,该写入动作也会引起别的 CPU invalidate 其 Cache。所以通过这样一个空操作,可让前面 volatile 变量的修改对其他 CPU 立即可见。

说白了,这是除cas 之外,又一个暴露在 java 层面的指令。

volatile 也是有成本的 剖析Disruptor:为什么会这么快?(二)神奇的缓存行填充

从CPU到 大约需要的 CPU 周期 大约需要的时间
主存   约60-80纳秒
QPI 总线传输(between sockets, not drawn)   约20ns
L3 cache 约40-45 cycles 约15ns
L2 cache 约10 cycles 约3ns
L1 cache 约3-4 cycles 约1ns
寄存器 1 cycle  

聊聊并发(一)深入分析Volatile的实现原理

分布式锁

如何使用Redis实现分布式锁?为了避免 Redis 实例故障而导致的锁无法工作的问题,Redis 的开发者 Antirez 提出了分布式锁算法 Redlock。基本思路是让客户端和多个独立的 Redis 实例依次请求加锁,如果客户端能够和半数以上的实例成功地完成加锁操作,就认为客户端成功地获得分布式锁了,否则加锁失败。

linux 线程

Understanding Linux Process States

进程的基本状态 运行 就绪 阻塞 退出
Linux TASK_RUNNING   TASK_INTERRUPTIBLE、TASK_UNINTERRUPTIBLE TASK_STOPPED/TASK_TRACED、TASK_DEAD/EXIT_ZOMBIE
java   RUNNABLE BLOCKED、WAITING、TIMED_WAITING TERMINATED

操作系统提供的手段:

  可以保护的内容 临界区描述 执行体竞争失败的后果
硬件 一个内存的值 某时间只可以执行一条指令 没什么后果,继续执行
os-自旋 变量/代码 多用于修改变量(毕竟lock指令太贵了) 自旋
os-信号量 变量/代码 代码段不可以同时执行 挂起(修改状态位)

一个复杂项目由n行代码实现,一行代码由n多系统调用实现,一个系统调用由n多指令实现。那么从线程安全的角度看:锁住系统总线,某个时间只有一条指令执行 ==> 安全的修改一个变量 ==> 提供一个临界区。通过向上封装,临界区的粒度不断地扩大。

反过来说,无锁的代码仅仅是不需要显式的Mutex来完成,但是存在数据竞争(Data Races)的情况下也会涉及到同步(Synchronization)的问题。从某种意义上来讲,所谓的无锁,仅仅只是颗粒度特别小的“锁”罢了,从代码层面上逐渐降低级别到CPU的指令级别而已,总会在某个层级上付出等待的代价,除非逻辑上彼此完全无关

一个博客系列的整理

[并发系列-0] 引子

并发的核心:

  1. 一个是有序性,可见性,原子性. 从底层角度, 指令重排和内存屏障,CPU的内存模型的理解.
  2. 另一个是线程的管理, 阻塞, 唤醒, 相关的线程队列管理(内核空间或用户空间)

并发相关的知识栈

  1. 硬件只是、cpu cache等
  2. 指令重排序、内存屏障,cpu 内存模型等
  3. x86_64 相关的指令:lock、cas等
  4. linux 进程/线程的实现,提供的快速同步/互斥机制 futex(fast userspace muTeXes)
  5. 并发基础原语 pthread_mutex/pthread_cond 在 glibc 的实现。这是C++ 的实现基础
  6. java 内存模型,java 并发基础原语 在 jvm hotspot 上的实现
  7. java.util.concurrent

从中可以看到

  1. 内存模型,有cpu 层次的,java 层次的
  2. 并发原语,有cpu 层次的,linux 层次的,glibc/c++ 层次的,java 层次的。 首先cpu 层次根本没有 并发的概念,限定的是cpu 核心。glibc 限定的是pthread,java 限定的是Thread

所有这一切,讲的都是共享内存模式的并发。 所以 go 的协程让程序猿 少学多少东西。

其它

如何使用Redis实现分布式锁?我们通常说的线程调用加锁和释放锁的操作,到底是啥意思呢?我来解释一下。实际上,一个线程调用加锁操作,其实就是检查锁变量值是否为 0。如果是 0,就把锁的变量值设置为 1,表示获取到锁,如果不是 0,就返回错误信息,表示加锁失败,已经有别的线程获取到锁了。而一个线程调用释放锁操作,其实就是将锁变量的值置为 0,以便其它线程可以来获取锁。

当你无法判断锁住的代码会执行多久时,应该首选互斥锁,互斥锁是一种独占锁。当 A 线程取到锁后,互斥锁将被 A 线程独自占有,当 A 没有释放这把锁时,其他线程的取锁代码都会被阻塞。阻塞是如何实现的呢?对于 99% 的线程级互斥锁而言,阻塞都是由操作系统内核实现的(比如 Linux 下它通常由内核提供的信号量实现)。当获取锁失败时,内核会将线程置为休眠状态,等到锁被释放后,内核会在合适的时机唤醒线程,而这个线程成功拿到锁后才能继续执行。互斥锁通过内核帮忙切换线程,简化了业务代码使用锁的难度。但是,线程获取锁失败时,增加了两次上下文切换的成本:从运行中切换为休眠,以及锁释放时从休眠状态切换为运行中。上下文切换耗时在几十纳秒到几微秒之间,或许这段时间比锁住的代码段执行时间还长。

互斥锁能够满足各类功能性要求,特别是被锁住的代码执行时间不可控时,它通过内核执行线程切换及时释放了资源,但它的性能消耗最大。如果你能确定被锁住的代码执行时间很短,就应该用自旋锁取代互斥锁。自旋锁比互斥锁快得多,因为它通过 CPU 提供的 CAS 函数(全称 Compare And Swap),在用户态代码中完成加锁与解锁操作

多线程竞争锁的时候,加锁失败的线程会“忙等待”,直到它拿到锁。什么叫“忙等待”呢?它并不意味着一直执行 CAS 函数,生产级的自旋锁在“忙等待”时,会与 CPU 紧密配合 ,它通过 CPU 提供的 PAUSE 指令,减少循环等待时的耗电量;对于单核 CPU,忙等待并没有意义,此时它会主动把线程休眠。

当取不到锁时,互斥锁用“线程切换”来面对,自旋锁则用“忙等待”来面对。这是两种最基本的处理方式,更高级别的锁都会选择其中一种来实现,比如读写锁就既可以基于互斥锁实现,也可以基于自旋锁实现。

并发控制的基本手段(没有好不好,只有合适不合适)

  1. 悲观锁:假定冲突的概率很高。
    1. 当你无法判断锁住的代码会执行多久时,互斥
    2. 如果你能确定被锁住的代码执行时间很短,自旋
    3. 如果能区分出读写操作
  2. 乐观锁,假定冲突的概率很低,先修改完共享资源,再验证这段时间内有没有发生冲突。如果没有其他线程在修改资源,那么操作完成。如果发现其他线程已经修改了这个资源,就放弃本次操作。至于放弃后如何重试,则与业务场景相关。无锁编程中,验证是否发生了冲突是关键。

聊聊原子变量、锁、内存屏障那点事