作者：梁康/腾讯云社区RCU(Read-Copy Update)，是 Linux 中比较重要的一种同步机制。顾名思义就是“读，拷贝更新”，再直白点是“随意读，但更新数据的时候，需要先复制一份副本，在副本上完成修改，再一次性地替换旧数据”。这是 Linux 内核实现的一种针对“读多写少”的共享数据的同步机制。
不同于其他的同步机制，它允许多个读者同时访问共享数据，而且读者的性能不会受影响（“随意读”），读者与写者之间也不需要同步机制（但需要“复制后再写”），但如果存在多个写者时，在写者把更新后的“副本”覆盖到原数据时，写者与写者之间需要利用其他同步机制保证同步。
RCU 的一个典型的应用场景是链表，在 Linux kernel 中还专门提供了一个头文件（include/linux/rculist.h），提供了利用 RCU 机制对链表进行增删查改操作的接口。本文将通过一个例子，利用 rculist.h 提供的接口对链表进行增删查改的操作，来讲述 RCU 的原理，以及介绍 Linux kernel 中相关的 API（基于 Linux v3.4.0 的源码）。
增加链表项
Linux kernel 中利用 RCU 往链表增加项的源码如下：
#define list_next_rcu(list) (*((struct list_head __rcu **)(&(list)->next)))static inline void __list_add_rcu(struct list_head *new, struct list_head *prev, struct list_head *next) { new->next = next; new->prev = prev; rcu_assign_pointer(list_next_rcu(prev), new); next->prev = new; }
复制代码#define __rcu_assign_pointer(p, v, space) \ ({ \ smp_wmb(); \ (p) = (typeof(*v) __force space *)(v); \ })
复制代码最后提醒一下，这里要注意的是，如果可能存在多个线程同时执行添加链表项的操作，添加链表项的操作需要用其他同步机制（如 spin_lock 等）进行保护。
访问链表项
Linux kernel 中访问 RCU 链表项常见的代码模式是：
rcu_read_lock();list_for_each_entry_rcu(pos, head, member) { // do something with `pos` } rcu_read_unlock();
复制代码#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)); \ }) 第 3 行：声明指针 _p1 = p; 第 7 行：smp_read_barrier_depends(); 第 8 行：返回 _p1;
复制代码rcu_read_lock();p1 = rcu_dereference(p); if (p1 != NULL) { // do something with p1, such as: printk("%d\n", p1->field); } rcu_read_unlock();
复制代码现在回到读端临界区的问题上来。多个读端临界区不互斥，即多个读者可同时处于读端临界区中，但一块内存数据一旦能够在读端临界区内被获取到指针引用，这块内存块数据的释放必须等到读端临界区结束，等待读端临界区结束的 Linux kernel API 是synchronize_rcu()。读端临界区的检查是全局的，系统中有任何的代码处于读端临界区，synchronize_rcu() 都会阻塞，知道所有读端临界区结束才会返回。为了直观理解这个问题，举以下的代码实例：
/* `p` 指向一块受 RCU 保护的共享数据 *//* reader */ rcu_read_lock(); p1 = rcu_dereference(p); if (p1 != NULL) { printk("%d\n", p1->field); } rcu_read_unlock(); /* free the memory */ p2 = p; if (p2 != NULL) { p = NULL; synchronize_rcu(); kfree(p2); }
复制代码
上图中，每个读者的方块表示获得 p 的引用（第5行代码）到读端临界区结束的时间周期；t1 表示 p = NULL 的时间；t2 表示 synchronize_rcu() 调用开始的时间；t3 表示 synchronize_rcu() 返回的时间。我们先看 Reader1,2,3，虽然这 3 个读者的结束时间不一样，但都在 t1 前获得了 p 地址的引用。t2 时调用 synchronize_rcu()，这时 Reader1 的读端临界区已结束，但 Reader2,3 还处于读端临界区，因此必须等到 Reader2,3 的读端临界区都结束，也就是 t3，t3 之后，就可以执行 kfree(p2) 释放内存。synchronize_rcu() 阻塞的这一段时间，有个名字，叫做 Grace period。而 Reader4,5,6，无论与 Grace period 的时间关系如何，由于获取引用的时间在 t1 之后，都无法获得 p 指针的引用，因此不会进入 p1 != NULL 的分支。
删除链表项
知道了前边说的 Grace period，理解链表项的删除就很容易了。常见的代码模式是：
p = seach_the_entry_to_delete();list_del_rcu(p->list); synchronize_rcu(); kfree(p); 其中 list_del_rcu() 的源码如下，把某一项移出链表： /* list.h */ static inline void __list_del(struct list_head * prev, struct list_head * next) { next->prev = prev; prev->next = next; } /* rculist.h */ static inline void list_del_rcu(struct list_head *entry) { __list_del(entry->prev, entry->next); entry->prev = LIST_POISON2; }
复制代码更新链表项
前文提到，RCU 的更新机制是 “Copy Update”，RCU 链表项的更新也是这种机制，典型代码模式是：
p = search_the_entry_to_update();q = kmalloc(sizeof(*p), GFP_KERNEL); *q = *p; q->field = new_value; list_replace_rcu(&p->list, &q->list); synchronize_rcu(); kfree(p);
复制代码其中第 3,4 行就是复制一份副本，并在副本上完成更新，然后调用 list_replace_rcu() 用新节点替换掉旧节点，最后释放旧节点内存。list_replace_rcu() 源码如下：
static inline void list_replace_rcu(struct list_head *old, struct list_head *new) { new->next = old->next; new->prev = old->prev; rcu_assign_pointer(list_next_rcu(new->prev), new); new->next->prev = new; old->prev = LIST_POISON2; }
复制代码[1] What is RCU, Fundamentally?
[2] https://www.kernel.org/doc/Documentation/RCU/checklist.txt
[3] https://www.kernel.org/doc/Documentation/RCU/whatisRCU.txt
[4] https://www.kernel.org/doc/Documentation/memory-barriers.txt
[5] LINUX内核之内存屏障
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