Linux 核心專題: 閱讀 ctp

# Linux 核心專題: 閱讀 ctp contributed by < `eleanorLYJ` > > [Linux 核心專題: RCU 實作](https://hackmd.io/@sysprog/HkkWZ20B0) :::danger 將以下內容彙整到上方超連結指向的筆記中。 ::: ## [CTP](https://github.com/nicowilliams/ctp) 介紹 CTP 專案是類似使用者狀態 read-copy-update (RCU) 的 thread-safe variable （TSV）。與 RCU 一樣，此專案的 API 確保 reader 執行緒在無鎖的情況下運行，並且不會被 writer 阻塞。另一方面，writer 會等待最後引用的 reader 執行緒完成讀取後才會寫入。  ### 理解 RCU 閱讀 [Linux 核心設計: RCU 同步機制](https://hackmd.io/@sysprog/linux-rcu)、 [Is Parallel Programming Hard, And, If So, What Can You Do About It?](https://mirrors.edge.kernel.org/pub/linux/kernel/people/paulmck/perfbook/perfbook.html) 的第九章 Deferred Processing ### tsv 的好處根據 [Using Thread Safe Variables to Protect Data ](https://www.ni.com/docs/en-US/bundle/labwindows-cvi/page/cvi/programmerref/threadsafevariable.htm) 得知關於 tsv 好處： - 避免常見的多執行緒錯誤，如在存取變數之前忘記取得鎖的常見錯誤。 - 易於資料傳遞，只需傳遞 thread-safe variable handle，即可在函數之間傳遞受保護的數據，而無需同時傳遞 thread-lock handle 和受保護的變數。 :::danger 列出 TSV 的理論依據、學術論文、技術報告 ::: ### CTP 中兩種主要實作之間的差異：Slot-Pair 與 Slot-List #### Slot-Pair 結構：每個 tsv 都有兩個 slot，一個用於當前數據，另一個用於上一個或下一個資料操作：具有 O(1) 無鎖和 spin-less 讀取以及 O(1) 序列化(serialized )寫入。 reader 行為：讀取器呼叫 free() 和值析構函數(value destructor)，並且可能需要向潛在等待的寫入器發出訊號，這涉及獲取互斥鎖。儘管這在技術上是阻塞的，但它通常是在無競爭的資源上。 writer 行為： writer 將"上一個" slot 切換到"當前" slot。讀者從目前指定的 slot 讀取。 writer 會等待，直到前一個 slot 沒有活躍的 reader 為止。該值是引用計數的，因此當最後一個引用被刪除時會自動釋放。 #### Slot-List 操作：提供 O(1) 無鎖讀取，並由序列化寫入器在 O(N log(M)) 時間內垃圾收集未引用的值。結構：維護引用值的鏈結串列，串列的頭部始終是當前值。它還維護一個 subscription slots ，每個 reader 執行緒都有一個 slot。第一次讀取時，reader 分配一個 slot 並將值串列的頭部複製到其 slot 中。 reader 行為： subscription slots 分配是無鎖的。讀取器中的所有內容都是無鎖的 writer 行為： writer 對引用值鏈結串列執行垃圾回收(Garbage Collection, GC)。值在最後一個引用被刪除後的第一次寫入時被釋放，因為它們被 writer 回收。 ### ctp 目前有六個函式能被使用 - `int thread_safe_var_init(thread_safe_var *vpp, thread_safe_var_dtor_f dtor)`: 初始化 tsv 變數的所有成員 - `thread_safe_var_destroy` - `int thread_safe_var_get(thread_safe_var vp, void **res, uint64_t *version)`: reader 取得變數的目前值，此外管理參考計數和 slot 選擇。 - `void thread_safe_var_release(thread_safe_var vp)` - `int thread_safe_var_set(thread_safe_var vp, void *data, uint64_t *new_version)`: data 是要寫入結構為 `value *` 的值(new_value)，vp 是 Pointer to thread-safe global variable 與 new_version 則會填入 new_value的版本號。返回0 代表成功。 - `int thread_safe_var_wait(thread_safe_var vp)` : 當還沒有任何資料被寫入時，reader需要等待。 ## 從起始點看 ctp API 使用根據從程式的起始點 main() 的開始認識 ctp 的 API 使用 main() 主要過程 1. 初始化，包括處理器的數目，預設為 20 2. 根據根據處理器數目設定 reader 和 write r執行緒數量，reader 執行緒的數量等於處理器的數量，而 writer 執行緒則是 reader 執行緒的數量的五分之一，而最少為一。在建立執行緒後並且用`pthread_detach`將其分離，執行緒結束時不需要用 join 回收執行緒的資源。 3. 三種測量內容: 測(1)多執行緒的讀、寫、(2)多執行緒的讀與(3)單執行緒的多次寫入的效能，並輸出時間 4. 最後銷毀 tsv (變數 var)、釋放 allocated 的記憶體。以下是測量多執行緒讀寫或是測多執行緒的讀時出現一樣的的程式碼，其目的是要等待所有執行緒結束的(將錯誤檢查部分移除的版本) 多執行緒的讀寫時，變數 `nthread` 會等於 reader 加 writer 的總執行緒數量。而在只有讀時，變數 `nthread` 等於 reader 執行緒數量。 ```c while (atomic_cas_32(&nthreads, 0, 0) > 0) { pthread_cond_wait(&exit_cv, &exit_cv_lock); if (atomic_cas_32(&nthreads, 0, 0) == nreaders) thread_safe_var_set(var, magic_exit, &last_version } ``` #### 多執行緒的讀寫要看懂以這段，要先去看 reader 與 writer 的函式寫法。 reader 函式，先用 tsv_wait() 等到 writer 第一次將值寫入tsv，之後就開始計時以下動作，用tsv_get() 取得資料、休眠，直到讀到 writer 寫入 `MAGIC_EXIT`，停止計時。離開 reader 函式前，用 `atomic_dec_32_nv` 將 nthreads 減一。最後 signal (exit_cv)。 writer 函式，模擬寫入執行緒以受控的睡眠間隔執行指定次數的寫入。整個過程同樣有計時，並且相同地，在離開 writer 函式前，用 `atomic_dec_32_nv` 將 nthreads 減一。最後 signal (exit_cv)。因此，每個執行緒完成工作時 nthreads 遞減。主循環等待 nthreads 變成0，在以上擷取至 main function 的第二行，pthread_cond_wait(exit_cv) 在 reader 或 writer 發出要離開的條件變數前先阻塞，接著多判斷，如果 nthreads 都只剩下 reader 執行緒，藉由 tsv_set 寫入 magic_exit 進 tsv(變數 var)，就提早指示 tsv 指示離開。 >這段程式會race condition，因為現在的設計中，nthreads 減少到 nreaders 是假設所有的 writer 執行緒都已經完成並退出。然而，如果一個 writer 執行緒剛好完成並退出，nthreads 減少，但是signal 起一個 reader，這樣會導致 nthreads 減少到 nreaders。 >TODO: 使用另一個變數來明確跟蹤 writer 執行緒的完成狀態。一個變數 nwriters_done，用來記錄已經完成的 writer 執行緒數量，並且在 nwriters_done 等於 nwriters 時，寫入退出訊號至tsv中。 #### 僅測多執行緒的讀與測量多執行緒的讀、寫的程式碼類似，除了沒有執行 writer 執行緒，reader 函式 (`idle_reader`)，也沒有 tsv_wait() 去等待writer的第一次寫入。  ## API 的實作在 threead_safe_global.h 中表示， `thread_safe_var` 將替代 `thread_safe_var_s *` ```c typedef struct thread_safe_var_s *thread_safe_var; ``` #### `thread_safe_var_wait(thread_safe_var vp)` slot-pair 與 slot-list 共有的函式，此函數目的是要等著 writer 第一次將值寫入。倘若已經能從 vp 取得到值，那就不用等了，return 0。其餘，鎖定 waiter_lock 使用 `pthread_cond_wait()` 阻塞，直到 writer第一次寫入值，之後用 pthread_cond_signal() 喚醒等待在指定條件變數上的一個線程，之後同樣再用 pthread_cond_signal() 逐一喚起其他的 waiter。 ```c if (thread_safe_var_get(vp, &junk, NULL) == 0 && junk != NULL) return 0; pthread_mutex_lock(&vp->waiter_lock); while (thread_safe_var_get(vp, &junk, NULL) == 0 && junk == NULL) { if (pthread_cond_wait(&vp->waiter_cv, &vp->waiter_lock) != 0) { pthread_mutex_unlock(&vp->waiter_lock); return err; } } ``` 等著writer第一次將值寫入，跟 futex 一樣，為了防止[驚群問題（thundering herd problem）](https://en.wikipedia.org/wiki/Thundering_herd_problem)，调用 `pthread_cond_signal(&vp->waiter_cv)` ，而不是用廣播的方式，確保所有等待的 reader 執行緒是逐一喚醒。 ```c pthread_cond_signal(&vp->waiter_cv); pthread_mutex_unlock(&vp->waiter_lock); ``` ### slot-pair tsv 中有兩個 slot，一個 slot 存 "current" value，另一個存 "previous"/"next" value。 writer 將 "previous" slot 放入下一個 "current" slot，而讀取器從看起來是"current" slot 的槽中讀取。 #### 資料結構核心的資料在 vwrapper 中，var 為 vwrapper 的 wrapper, 而在 thread_safe_var_s 中存有一對 slot 另外還有多個條件變數與鎖。 ```c struct vwrapper { var_dtor_t dtor; /* value destructor */ void *ptr; /* the actual value */ uint64_t version; /* version of this data */ volatile uint32_t nref; /* release when drops to 0 */ }; /* This is a slot. There are two of these. */ struct var { struct vwrapper *wrapper; /* wraps real ptr, has nref */ struct var *other; /* always points to the other slot */ uint64_t version; /* version of this slot's data */ volatile uint32_t nreaders; /* no. of readers active in this slot */ }; struct thread_safe_var_s { pthread_key_t tkey; /* to detect thread exits */ pthread_mutex_t write_lock; /* one writer at a time */ pthread_mutex_t waiter_lock; /* to signal waiters */ pthread_cond_t waiter_cv; /* to signal waiters */ pthread_mutex_t cv_lock; /* to signal waiting writer */ pthread_cond_t cv; /* to signal waiting writer */ struct var vars[2]; /* the two slots */ var_dtor_t dtor; /* both read this */ uint64_t next_version; /* both read; writer writes */ }; ``` TODO: 畫個圖  #### `thread_safe_var_get`  `get` 的快速路徑為，如果這個執行緒擁有的 `wrapper` (`pthread_getspecific(vp->tkey)`) 與 `tsv` 的 `next_version - 1` 一致，就將 `wrapper` 的版本與實際值（`ptr`）存回參數中，並結束函式。 ```c if ((wrapper = pthread_getspecific(vp->tkey)) != NULL && wrapper->version == atomic_read_64(&vp->next_version) - 1) { /* Fast path */ *version = wrapper->version; *res = wrapper->ptr; return 0; } ``` 在確定當前最新的 slot 的迴圈中，會與 writers 競爭。先讀取 version 之後讀取 slot (`v`)，之後判斷如果 `atomic_read_64(&vp->next_version) == (*version + 1)` 代表中途是否有其他執行緒在競爭，如果等於，這就確定 slot。反之不等於，並且如果活躍 reader (nreader) 是 0，就 `signal_writer()`通知 writer 寫入，其方式是使用 `vp->cv` 條件變數告知 writer ，而 reader 則繼續在此迴圈，直到確定好slot。 ```c static int signal_writer(thread_safe_var vp) { pthread_mutex_lock(&vp->cv_lock); err = pthread_cond_signal(&vp->cv); return pthread_mutex_unlock(&vp->cv_lock); } ``` 選擇好 `slot` 後，就可以將 `slot` 中的 `vwrapper` 引用加一，並將 `vwrapper` 的值寫進 `*version` 與 `*res` 中。接著表示讀取完畢，將 `slot` 的活躍 reader 減一，然而此時，活躍 reader 等於 0，如果執行緒的最新版不是此當前 `slot` 的版本，那就要 `signal_write` ，因為代表有 writer 在等待。這樣的作法是要確保讀寫操作的同步，避免競爭 ```c if (atomic_dec_32_nv(&v->nreaders) == 0 && atomic_read_64(&vp->next_version) != (*version + 1)) err2 = signal_writer(vp); ``` 最後釋放之前的 `wrapper` 並設置新的 `wrapper`。 #### `thread_safe_var_set` 首先，構建一個新的 `wrapper` 變數來保存新的值。 ```c wrapper = calloc(1, sizeof(*wrapper) wrapper->dtor = vp->dtor; wrapper->nref = 0; wrapper->ptr = cfdata; ``` 接著，使用 `pthread_mutex_lock(&vp->write_lock)` 來鎖定寫入操作，這也起到 memory barrier 的作用 (==這我不確定，原作者寫的==)，以確保之前的寫操作完成。隨後，將新 `wrapper` 的版本號設置為 `vp->next_version`，也將這個版本號返回給 `new_version`。接著，獲取下一個 slot `v`。如果是這 tsv 第一次寫入，則將這新 `wrapper` 設置在兩個 slot 上。每個 slot 的 wrapper 引用計數(`nref`) 增加一次，並將這些 slot 的 wrapper 更新為新的 `wrapper`。然後，將 `vp->next_version` 增加一，並藉由 `pthread_cond_signal(&vp->waiter_cv)`通知等待的 reader ，讀取新的值。最後，解鎖寫入操作並結束函式。如果這不是第一次寫入，則這新 `wrapper` 的引用計數增加一次。然後，等待直到 slot 沒有活躍的 reader。如果有活躍的 reader，則使用 `pthread_cond_wait(&vp->cv, &vp->cv_lock)` 不斷等待，直到所有讀者釋放 `cv`。 ```c while (atomic_read_32(&v->nreaders) > 0) { pthread_cond_wait(&vp->cv, &vp->cv_lock)) != 0); ``` 接著，解鎖 `cv_lock` 後，將 `v->wrapper` 更新為新的 `wrapper`，並將 `v->version` 和 `vp->next_version` 都增加一。最後，釋放舊的 `wrapper`，並解鎖 `write_lock`。這個過程與 QSBR（Quiescent State Based Reclamation）很相似，只有在最後一個活躍的 reader 不再讀取後，才能寫入新值並回收舊值。 ### slot-list #### 資料結構 ```c struct value { volatile struct value *next; /* previous (still ref'd) value */ void *value; /* actual value */ volatile uint64_t version; /* version number */ volatile uint32_t referenced; /* for mark and sweep */ }; /* * Each thread that has read this thread-safe global variable gets one * of these. */ struct slot { volatile struct value *value; /* reference to last value read */ volatile uint32_t in_use; /* atomic */ thread_safe_var vp; /* for cleanup from thread key dtor */ /* We could add a pthread_t here */ }; /* * Slots are allocated in arrays that are linked into one larger logical * array. */ struct slots { volatile struct slots *next; /* atomic */ struct slot *slot_array;/* atomic */ volatile uint32_t slot_count; /* atomic */ uint32_t slot_base; /* logical index of slot_array[0] */ }; struct thread_safe_var_s { pthread_key_t tkey; /* to detect thread exits */ pthread_mutex_t write_lock; /* one writer at a time */ pthread_mutex_t waiter_lock; /* to signal waiters */ pthread_cond_t waiter_cv; /* to signal waiters */ var_dtor_t dtor; /* value destructor */ volatile struct value *values; /* atomic ref'd value list head */ volatile struct slots *slots; /* atomic reader subscription slots */ volatile uint32_t next_slot_idx; /* atomic index of next new slot */ volatile uint32_t slots_in_use; /* atomic count of live readers */ uint32_t nvalues; /* writer-only; for housekeeping */ }; ``` #### `int thread_safe_var_get(thread_safe_var vp, void **res, uint64_t *version)` - 將 vp->tkey 寫入 slot 變數 - 如果還沒寫入任何值進 vp->tkey 中，用 get_free_slot 尋找空的 slot，倘若都沒有空的 slot 才用 grow_slot 去產出一個新的 slot，之後將 slot 寫入 vp->tkey (其他thread 也就可以看到此slot了(代表是最新slot?))) 接著用while loop 中反覆確認，slot 的value 就是 vp->tkey->values的首位, 也就是當前最新的值，倘若不是，就將slot->value 的值寫進vp->tkey->values的首位。 #### grow_slot > 補 #### `thread_safe_var_set`  建構 new_value (存data 進去)之後，new_value->next 指向 values 的開頭，之後也確定 new_version了 ```c new_value->value = data; new_value->next = atomic_read_ptr((volatile void **)&vp->values); if (new_value->next == NULL) new_value->version = 1; else new_value->version = new_value->next->version + 1; *new_version = new_value->version; ``` 接著確定 new_value 為 vp->values 的開頭，並且vp 上的 values 數加一。 ```c /* Publish the new value */ atomic_write_ptr((volatile void **)&vp->values, new_value); vp->nvalues++; ``` 同樣有記得要去 `pthread_cond_signal(&vp->waiter_cv);` 再等待的read wait thread。呼叫 `mark_values(vp)` 對舊值執行垃圾回收(Garabage Collection, GC)，標記仍在使用的值並識別可以釋放的值。下一段介紹更多。 ```c old_values = mark_values(vp); ``` 接著，呼叫`sched_yield()` 放棄 CPU，允許其他執行緒（最好是讀取器）運作，接著解鎖 write_lock、釋放不再使用的舊值的記憶體，如果已設置，則呼叫析構函數 dtor，最終返回解鎖寫鎖的狀態。 #### `mark_value` `mark_values` 的目的是標記目前被引用的值，並回收那些不再被引用的舊值，基於 mark-and-sweep 的 GC。以下透過如何不把 `thread_safe_var_set` 剛寫入的值給回收掉的角度，去理解 `mark_value`。 mark-and-sweep 主要兩階段: ##### 標記階段 (mark phase): 先走訪 tsv (變數名稱: `vp`)上所有的 `value` 這些值儲存在 `old_values_array` 中，接著走訪所有的 slots 中的 `value`，如果這 value 也有出現在 `old_values_array`，被認為還有被引用，在第二階段時就不會被回收掉。為了加速，使用 qsort 為 `old_values_array` 做排序，之後用二分搜尋法判斷某 value 是否存在在 `old_values_array`。 ```c for (slots = atomic_read_ptr((volatile void **)&vp->slots); slots != NULL;) { for (i = 0; i < slots->slot_count; i++) { slot = &slots->slot_array[i]; v = atomic_read_ptr((volatile void **)&slot->value); if (v == NULL || v == vp->values) /* vp->values 中的最新值總是被設定為 referenced，確保了它不會被誤刪除 */ continue; if ((value_binary_search(old_values_array, vp->nvalues, v)) != NULL) { v->referenced = 1; } } slots = slots->next; } ``` ##### 清除階段 (sweep phase): 將那些 `tsv` 的 `values` 沒有被標記的值從鍊結串列中移除，並將這些 `values` 加入 `old_values` 鍊結串列中。而那些有在標記階段的有標記的 values，重設 referenced 為 0，為了下一次做 GC 有機會被回收。 ```c for (p = &vp->values; *p != NULL;) { v = *p; if (!v->referenced) { *p = v->next; v->next = old_values; old_values = v; // 將 v 接到 old_values 的頭 vp->nvalues--; continue; } v->referenced = 0; p = &v->next; } ``` 理解 mark_values 的關鍵在於理解 mark_values 函數如何區分目前有效的值和無效的值。 > 在發佈新值之前，實作不會等待顯式寬限期。相反，它依賴於 `mark_values()` 確定哪些值可以安全回收，也許這是一個TODO。也沒辦法做批次回收。 ## TODO ### 增加 C thread-primitives 目前 thread_safe_var_get 就要 value 就要釋放先前的值, 多寫一個能夠函式控制 reader 是否要釋放。 ### 新增 static anaysis ### 重構 1. 重構: init 部分將多個重複的程式碼改成go 減少重複 2. `pthread_key_create(&vp->tkey, var_dtor_wrapper` 的 var_dtor_wrapper 只是呼叫 wrapper_free，能將 var_dtor_wrapper 拿掉，更精簡。 ```c static void var_dtor_wrapper(void *wrapper) { wrapper_free(wrapper); } ``` atomic 改成 gcc in-built function 或是看能不能符合C11的要求使用 gcc 內建函式增加跨平台兼容性 ``` __sync_val_compare_and_swap(a, b, c) __sync_fetch_and_add(a, 1) __sync_add_and_fetch(a, 1) ``` 3. 再測一次 data race (原作者測了TSAN 與 helgrind) 4. 改善 batch 回收 (mark_value 那邊) writer 登記 callback 最後一個離開安靜模式的 reader 要呼叫這callback 而累積多個reader 的 callback，再一次做回收 callback :::info * userspace RCU 提供多種 flavor，不過要依據應用場景予以調整，才能發揮其作用，例如 [Redis + urcu](https://hackmd.io/@sysprog/B1W2HKTER) * CTP 除了提供寬鬆的授權條款 (相較於 GNU LGPLv2) 替代選擇，我最初留意到其使用模式可能會比 urcu 單純，於是指派你來分析，不過我仍不確定 CTP 能否替代 urcu，特別是像前一項的 mt-redis * 依據 CTP 的設計，其 writer 的成本應該比 RCU 的低，不過我沒看到相關的佐證 * CTP 可對應到 urcu 哪個 flavor 的表現？ :::

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