might_sleep()

기능

  • CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY 옵션이 동작할 때에만 동작하는 Preemption 포인트
  • 현재 태스크보다 더 높은 우선 순위의 태스크를 빨리 처리할 수 있도록 중간에 리스케쥴링을 허용한다.
  • 리스케쥴링하는 경우 현재 태스크가 preemption되며 이 때 sleep이 일어나게 된다.
  • Preemption Points
    • 리눅스커널은 이렇게 preemption 포인트를 커널의 여러 곳에 뿌려(?) 놓았다.
    • preemption 포인트의 도움을 받아 급한 태스크의 가동에 필요한 latency가 100us 이내로 줄어드는 성과가 있었다.
    • preemption 포인트는 보통 1ms(100us) 이상 소요되는 루틴에는 보통 추가하여 놓는다.

소스 분석

might_sleep()

might_sleep

아래 소스에서 CONFIG_DEBUG_ATOMIC_SLEEP 옵션이 있는 경우에만 디버그를 위해 __might_sleep()루틴을 호출한다.

#ifdef CONFIG_DEBUG_ATOMIC_SLEEP
/**
* might_sleep - annotation for functions that can sleep
*
* this macro will print a stack trace if it is executed in an atomic
* context (spinlock, irq-handler, ...).
*
* This is a useful debugging help to be able to catch problems early and not
* be bitten later when the calling function happens to sleep when it is not
* supposed to.
*/
# define might_sleep() \
        do { __might_sleep(__FILE__, __LINE__, 0); might_resched(); } while (0)
#else
# define might_sleep() do { might_resched(); } while (0)
#endif

might_resched()는 CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY 옵션이 있는 경우에만 _cond_resched()루틴을 호출하고 없는 경우 아무것도 하지 않는다.

include/linux/kernel.h

#ifdef CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY
# define might_resched() _cond_resched()
#else
# define might_resched() do { } while (0)
#endif
_cond_resched() 함수에서는 preemption이 필요한 상황인 경우 preemption 되며 sleep 한다.
  • should_resched()함수는 preemption 가능한 상태(preempt count가 0)이면서 현재 태스크보다 더 높은 우선 순위를 갖은 태스크가 있는 경우에 true
  • preempt_schedule_commoon() 함수는 태스크의 스케쥴링을 다시 한다.

include/linux/kernel.h

int __sched _cond_resched(void)
{
        if (should_resched()) {
                preempt_schedule_common();
                return 1;
        }
        return 0;
}

should_resched()

should_resched 함수는 리스케쥴이 필요한 상황에서 true로 리턴한다.
  • preemption이 enable(preempt_count()가 0) 이면서
  • 리스케쥴 요청이 있는 경우(tif_need_resched()가 true)

include/asm-generic/preempt.h

/*
 * Returns true when we need to resched and can (barring IRQ state).
 */
static __always_inline bool should_resched(void)
{
        return unlikely(!preempt_count() && tif_need_resched());
}
preempt_count()는 현재 스레드 정보(thread_info 구조체)에서 preempt_count를 리턴.
  • preempt_count 값은 preempt_enable() 호출 시 감소되며 preempt_disable() 호출 시 증가된다.
  • preempt_count 값이 0인 경우 preemption이 가능한 상태가 된다.

include/asm-generic/preempt.h

static __always_inline int preempt_count(void)
{
        return current_thread_info()->preempt_count;
}
tif_need_resched() 매크로는 -> test_thread_flag() 매크로를 호출하고 -> 다시 test_ti_thread_flag() 함수를 호출한다.
  • test_bit() 함수는 비트 operation에 사용되는 함수로 해당 비트가 설정되어 있는지를 체크하여 리턴한다.
  • 스레드 플래그
    • 여러 개의 많은 비트로 구성되어 있는데 그 중 TIF_NEED_RESCHED 비트는 리스케쥴이 필요한 경우 세트된다.

include/linux/thread_info.h

static inline int test_ti_thread_flag(struct thread_info *ti, int flag)
{
        return test_bit(flag, (unsigned long *)&ti->flags);
}

#define test_thread_flag(flag) \
        test_ti_thread_flag(current_thread_info(), flag)

#define tif_need_resched() test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED)

preempt_schedule_common()

preempt_schedule_common() 함수는 실제 리스케쥴을 수행하는 함수이므로 preemption되는 경우 sleep이 일어나는 장소다.
이 함수는 리눅스 커널의 scheduler에 해당하는 주요 함수이므로 scheduler 부분을 분석해야 하므로 이 파트에서는 자세한 분석은 생략한다.
kernel/sched/core.c
static void __sched notrace preempt_schedule_common(void)
{
        do {
                __preempt_count_add(PREEMPT_ACTIVE);
                __schedule();
                __preempt_count_sub(PREEMPT_ACTIVE);

                /*
                 * Check again in case we missed a preemption opportunity
                 * between schedule and now.
                 */
                barrier();
        } while (need_resched());
}

참고

likely() & unlikely()

커널에서 사용되는 매크로로 다음과 같다.

include/linux/compiler.h

#define likely(x)       __builtin_expect((x),1)
#define unlikely(x)     __builtin_expect((x),0)
  • likely()는 true가 될 확률이 높은 조건문에서 사용하여 성능을 높이고자 사용한다.
  • unlikely()는 false가 될 확률이 높은 조건문에서 사용하여 성능을 높이고자 사용한다.

__builtin_expect()

Built-in Function: long __builtin_expect (long exp, long c)
  • gcc 내장 함수로서 컴파일러에게 branch prediction 정보를 주고자하는 함수이다.
  • 자주 사용되지 않는 문장을 함수의 뒷 부분에 배치하여 메모리 캐시나 brach prediction cache에 영향을 주어 성능을 최적화 시키려할 때 사용한다.
  • likely/unlikely와 다르게 userspace에서도 사용할 수 있다.

디버그 추적용

디버그 추적 옵션이 동작하는 경우 사용되는 likely() 및 unlikely() 매크로의 소스는 다음과 같다.

include/linux/compiler.h

#if defined(CONFIG_TRACE_BRANCH_PROFILING) \
    && !defined(DISABLE_BRANCH_PROFILING) && !defined(__CHECKER__)
void ftrace_likely_update(struct ftrace_branch_data *f, int val, int expect);

#define likely_notrace(x)       __builtin_expect(!!(x), 1)
#define unlikely_notrace(x)     __builtin_expect(!!(x), 0)

#define __branch_check__(x, expect) ({                                  \
                        int ______r;                                    \
                        static struct ftrace_branch_data                \
                                __attribute__((__aligned__(4)))         \
                                __attribute__((section("_ftrace_annotated_branch"))) \
                                ______f = {                             \
                                .func = __func__,                       \
                                .file = __FILE__,                       \
                                .line = __LINE__,                       \
                        };                                              \
                        ______r = likely_notrace(x);                    \
                        ftrace_likely_update(&______f, ______r, expect); \
                        ______r;                                        \
                })

/*
 * Using __builtin_constant_p(x) to ignore cases where the return
 * value is always the same.  This idea is taken from a similar patch
 * written by Daniel Walker.
 */
# ifndef likely
#  define likely(x)     (__builtin_constant_p(x) ? !!(x) : __branch_check__(x, 1))
# endif
# ifndef unlikely
#  define unlikely(x)   (__builtin_constant_p(x) ? !!(x) : __branch_check__(x, 0))
# endif

__builtin_constant_p()

__builtin_constant_p는 인수가 컴파일 시 상수로 알려져 있으면 정수 1을 반환하고 그렇지 않으면 0을 반환합니다.

참고

 

Atomic Operation

Atomic Operation

  • Atomic Operation은 아키텍처마다 처리하는 명령과 방법이 조금씩 다르므로 정확한 처리 방법은 해당 아키텍처 소스를 참고하길 바라며, 이 글에서는 32비트 ARM을 우선하여 설명한다.
  • 시스템 메모리에 있는 공유 변수를 증/감시키기 위해서는 보통 한 개의 명령으로 처리되지 않고 load from memory -> increment/decrement -> store to memory 과정과 같이 여러 개의 명령이 순차적으로 수행되어야 하는데 이를 보장하는 방법을 Atomic Operation이라고 하며 시스템에서 사용할 수 있는 가장 작은 단위의 동기화 기법이기도 하다. critical section을 보호하는 각종 lock을 사용하지 않고 atomic operation을 사용하는 이유는 dead-lock 등이 없고 동기화 기법 중 가장 빠른 성능을 가지고 있다. (참고 데이터베이스의 트랜잭션과 유사)
  • 처리하는 방법이 UP 시스템과 SMP 시스템에서의 구현 방법이 다른데 ARM에서는 ARMv5(UP only)까지와 ARMv6(UP/SMP) 부터의 구현 로직을 각각 나누어 제공한다.
  • ARMv5(UP only) 까지의 아키텍처에서 Atomic operation 구현은 해당 atomic operation 수행 중 태스크의 문맥교환이 일어나거나(태스크가 preemption) 인터럽트 루틴에서 해당 메모리에 대해 동시 처리되지 않도록 아예 인터럽트를 막아서 해결한다. UP에서는 인터럽트만 막아도 태스크의 문맥교환이 일어나지 않으므로  인터럽트를 enable하기 전까지 atomic opeation을 보장하게 된다.
  • ARMv6 부터 사용되는 구현 로직은 UP이외에도 SMP 시스템까지 동시에 처리 될 수 있도록 load-link/store-conditional 이라는 새로운 테크닉을 사용하였다.  CPU에서 atomic operation을 수행하는 도중 인터럽트 또는 preemption 되는 것을 막지 않는다. 또한 다른 여러 CPU에서 atomic operation이 동시에 수행되는 것을 막지도 않는다. 다만 이렇게 수행하는 atomic opeation에서 사용하는 공유 메모리의 접근이 서로 중복되는 경우가 발생하면 해당 atomic operation을 취소하고 중복이 발생되지 않을 때 까지 retry하는 기법으로 atomic operation이 한 번에 하나만 수행되는 것을 보장한다. 이렇게 해당 공유 메모리의 접근이 중복되는 것을 알아채는 것은 하드웨어의 도움을 받아 처리하게 되는데 ARM에서는 ldrex와 strex 명령의 쌍으로 처리할 수 있다.

아키텍처 별 헤더

Atomic operation은 기본 구현 헤더 이외에도 아키텍처에 따라 전용 구현이 준비되어 있을 수도 있다.
  • include/asm-generic/atomic.h
    •  플랫폼 독립적인 코드로 구성되어 아키텍처별로 포팅을 도와주기 위한 코드
    • atomic.h는 커널 2.6.31에서 추가되었다.
    • 참고: asm-generic headers, v4 | LWN.net
  • arch/arm/include/asm/atomic.h
    •  ARM 아키텍처 전용 코드로 구성
    •  ARM 아키텍처의 경우 asm-generic 보다 이의 사용을 우선한다.

기본 Atomic operation 명령

#define atomic_xchg(v, new)      (xchg(&((v)->counter), new))
#define atomic_inc(v)            atomic_add(1, v)
#define atomic_dec(v)            atomic_sub(1, v)
#define atomic_inc_and_test(v)   (atomic_add_return(1, v) == 0)
#define atomic_dec_and_test(v)   (atomic_sub_return(1, v) == 0)
#define atomic_inc_return(v)     (atomic_add_return(1, v))
#define atomic_dec_return(v)     (atomic_sub_return(1, v))
#define atomic_add_negative(i,v) (atomic_add_return(i, v) < 0)

SW atomic operation vs HW atomic operation 지원 

1) S/W 접근 방법 (ARMv5 까지 사용)

  • 인터럽트를 막음으로 atomic operation을 수행 중 다른 태스크가 preemption 되지 않게 한다.
  • ARMv5까지는 UP(Uni Processor) 시스템이므로 현재 CPU의 인터럽트만 막아도 atomic operation이 성립한다.
  • 참고로 SDRMA에 존재하는 한 변수를 증감하려 할 때 cpu clock은 캐시 상태(hit/miss)에 따라 수 cycle ~ 수십 cycle이 소요된다.
  • 매크로로 만들어진 아래 함수를 설명하면…
    • 현재 CPU의 인터럽트 상태를 보관 하고 disable하여 인터럽트 호출을 막는다.
    • atomic operation에 필요한 add/sub 또는 xchg 연산등을 수행한다.
    • 다시 인터럽트 상태를 원래대로 돌려놓는다.
static inline void atomic_add(int i, atomic_t *v)
{
        unsigned long flags;                
        raw_local_irq_save(flags);
        v->counter += i;
        raw_local_irq_restore(flags);
}

2) H/W 접근 방법 (ARMv6 부터 사용)

  • ldrex/strex 사용: UP에서의 멀티스레드에서의 preemption 이외에도 SMP 시스템에서는 메모리 access가 여러 개의 CPU에서 동시 처리될 수 있기 때문에 데이터에 대해 Atomic operation(load – operation – store, 읽고 연산하고 기록) 수행 시 다른 CPU가 끼어들면 실패를 감지할 수 있어야 한다. 따라서 ARM 아키텍처에서는 이를 위해 ldr과 str 대신 별도로 ldrex와 strex 명령을 사용하여 처리하게 하였다.
  • pld(pldw) 사용:
    • ldrex와 strex 사이에 처리되어야 하는 메모리가 캐시 미스되어 ldrex 부터 strex 까지의 처리에 CPU clock의 지연을 일으키므로 이를 막기 위해 사용하려는 메모리를 ldrex로 로드하기 전에 미리 캐시에 사전 로드하는 방법을 사용하기 위해 ARM 아키텍처 전용 명령인 pld(pldw) 명령을 사용하여 지정된 메모리의 데이터가 캐시에 없는 경우 이를 캐시에 미리로드(linefill)하라고 지시한다.
    • 처음 사용 시 critical section을 최소화 시키는 것과 유사한 효과를 보이므로 strex에서 실패할 확률을 줄여준다.
  • Out of order execution 및 Out of order access memory 기능을 가지고 있는 ARM 아키텍처를 위해 atomic_xxx_return() 및 atomic_cmpxchg_relaxed() 명령의 경우 smp_mb() 베리어를 추가 사용한다.
  • “Qo” memory constraints
static inline void atomic_add(int i, atomic_t *v)
{
        unsigned long tmp;
        int result;
        prefetchw(&v->counter);
        __asm__ __volatile__("@ atomic_add \n"
"1:     ldrex   %0, [%3]\n"
"       add     %0, %0, %4\n"
"       strex   %1, %0, [%3]\n"
"       teq     %1, #0\n"
"       bne     1b"
        : "=&r" (result), "=&r" (tmp), "+Qo" (v->counter)
        : "r" (&v->counter), "Ir" (i)
        : "cc");
}

atomic_inc() 

atomic_inc_return(), atomic_sub() 및 atomic_sub_return() 역시 같은 매크로로 만들어진다.
arch/arm/include/asm/atomic.h
#define atomic_inc(v)          atomic_add(1, v)
#define atomic_dec(v)          atomic_sub(1, v)
ARMv6 아키텍처 이상인 atomic_add()가 선언되어 있는 곳은 다음과 같다.
  • add가 있는 ATOMIC_OPS() 매크로는 각각 ATOMIC_OP()와 ATOMIC_OP_RETURN() 매크로를 호출한다.
  • 이를 통해 만들어지는 함수는 atomic_add(), atomic_add_return()을 만들어낸다.

arch/arm/include/asm/atomic.h

/*
 * ARMv6 UP and SMP safe atomic ops.  We use load exclusive and
 * store exclusive to ensure that these are atomic.  We may loop
 * to ensure that the update happens.
 */

#define ATOMIC_OP(op, c_op, asm_op)                                     \
static inline void atomic_##op(int i, atomic_t *v)                      \
{                                                                       \
        unsigned long tmp;                                              \
        int result;                                                     \
                                                                        \
        prefetchw(&v->counter);                                         \
        __asm__ __volatile__("@ atomic_" #op "\n"                       \
"1:     ldrex   %0, [%3]\n"                                             \
"       " #asm_op "     %0, %0, %4\n"                                   \
"       strex   %1, %0, [%3]\n"                                         \
"       teq     %1, #0\n"                                               \
"       bne     1b"                                                     \
        : "=&r" (result), "=&r" (tmp), "+Qo" (v->counter)               \
        : "r" (&v->counter), "Ir" (i)                                   \
        : "cc");                                                        \
} 

#define ATOMIC_OP_RETURN(op, c_op, asm_op)                              \
static inline int atomic_##op##_return(int i, atomic_t *v)              \
{                                                                       \
        unsigned long tmp;                                              \
        int result;                                                     \
                                                                        \
        smp_mb();                                                       \
        prefetchw(&v->counter);                                         \
                                                                        \
        __asm__ __volatile__("@ atomic_" #op "_return\n"                \
"1:     ldrex   %0, [%3]\n"                                             \
"       " #asm_op "     %0, %0, %4\n"                                   \
"       strex   %1, %0, [%3]\n"                                         \
"       teq     %1, #0\n"                                               \
"       bne     1b"                                                     \
        : "=&r" (result), "=&r" (tmp), "+Qo" (v->counter)               \
        : "r" (&v->counter), "Ir" (i)                                   \
        : "cc");                                                        \
                                                                        \
        smp_mb();                                                       \
                                                                        \
        return result;                                                  \
}

atomic_xchg()

arch/arm/include/asm/atomic.h
#define atomic_xchg(v, new) (xchg(&((v)->counter), new))

arch/arm/include/asm/cmpxchg.h

#define xchg(ptr,x) \
    ((__typeof__(*(ptr)))__xchg((unsigned long)(x),(ptr),sizeof(*(ptr))))
__xchg() 함수의 소스는 __LINUX_ARM_ARCH >= 6인 경우만으로 한정한다. (길이 문제로)
arch/arm/include/asm/cmpxchg.h
static inline unsigned long __xchg(unsigned long x, volatile void *ptr, int size)
{
    extern void __bad_xchg(volatile void *, int);
    unsigned long ret;
#ifdef swp_is_buggy
    unsigned long flags;
#endif
    unsigned int tmp;

    smp_mb();
    prefetchw((const void *)ptr);

    switch (size) {
    case 1:
        asm volatile("@ __xchg1\n"
        "1: ldrexb  %0, [%3]\n"
        "   strexb  %1, %2, [%3]\n"
        "   teq %1, #0\n"
        "   bne 1b"
            : "=&r" (ret), "=&r" (tmp)
            : "r" (x), "r" (ptr)
            : "memory", "cc");
        break;
    case 4:
        asm volatile("@ __xchg4\n"
        "1: ldrex   %0, [%3]\n"
        "   strex   %1, %2, [%3]\n"
        "   teq %1, #0\n"
        "   bne 1b"
            : "=&r" (ret), "=&r" (tmp)
            : "r" (x), "r" (ptr)
            : "memory", "cc");
        break;
    default:
        __bad_xchg(ptr, size), ret = 0;
        break;
    }
    smp_mb();

    return ret;
}

 void __bad_xchg(volatile void *ptr, int size)
{
        pr_err("xchg: bad data size: pc 0x%p, ptr 0x%p, size %d\n",
               __builtin_return_address(0), ptr, size);
        BUG();
}

atomic_read() & atomic_set()

/*
 * On ARM, ordinary assignment (str instruction) doesn't clear the local
 * strex/ldrex monitor on some implementations. The reason we can use it for
 * atomic_set() is the clrex or dummy strex done on every exception return.
 */
#define atomic_read(v)  ACCESS_ONCE((v)->counter)
#define atomic_set(v,i) (((v)->counter) = (i))

 

atomic_cmpxchg()

mutex(optimistic spin lock), futex, qrwlock 등에서 사용하는 함수이다.

아래 소스도 ARMv6 이상 SMP 시스템용 코드이다.

  • 주요 어셈블리 코드는 다음과 같다.
    • ldrex   oldval <- [&ptr->counter]
    • mov     res, #0
    • teq     oldval, old
    • strexeq res, new, [&ptr->counter]
  • ptr->counter 값이 old와 같은 경우에만 new 값을 기록한다.
  • smp_mb()
    • 동기화를 위해 결과 값이 store buffer를 통해 메모리에 기록되는데 완전히 기록이 완료될 때까지 기다리고 oldval 값을 리턴한다.

arch/arm/include/asm/atomic.h

static inline int atomic_cmpxchg(atomic_t *ptr, int old, int new)
{
        int oldval;
        unsigned long res;

        smp_mb();
        prefetchw(&ptr->counter);

        do {
                __asm__ __volatile__("@ atomic_cmpxchg\n"
                "ldrex  %1, [%3]\n"
                "mov    %0, #0\n"
                "teq    %1, %4\n"
                "strexeq %0, %5, [%3]\n"
                    : "=&r" (res), "=&r" (oldval), "+Qo" (ptr->counter)
                    : "r" (&ptr->counter), "Ir" (old), "r" (new)
                    : "cc");
        } while (res);

        smp_mb();

        return oldval;
}

 

atomic 구조체 타입

 

atomic_t

include/linux/types.h

typedef struct {
        int counter;
} atomic_t;
  • 32bit counter 변수 하나로만 구성되어 있다.

 

atomic64_t

include/linux/types.h

#ifdef CONFIG_64BIT
typedef struct {
        long counter;
} atomic64_t;
#endif
  • 64bit counter 변수 하나로만 구성되어 있다.

 

기타 매크로 및 함수

atomic LPAE 및 64비트 세트 명령은 제외하였다.
  • atomic_cmpxchg()
  • atomic_inc_and_test()
  • atomic_dec_and_test()
  • atomic_sub_and_test()
  • atomic_add_negative()
  • atomic_add_unless()
  • atomic_inc_not_zero()
  • atomic_inc_not_zero_hint()
  • atomic_inc_unless_negative()
  • atomic_dec_unless_positive()
  • atomic_dec_if_positive()
  • atomic_or()

참고

RCU(Read Copy Update) -1-

RCU History

  • RCU는 읽기 동작에서 블러킹 되지 않는 read/write 동기화 메커니즘
  • 2002년 커널 버전 2.5.43에서 소개됨
  • 2005년 PREEMPT_RCU가 추가됨
  • 2009년 user-level RCU도 소개됨

기능

  • RCU는 read-side overhead를 최소화하는데 목적이 있기 때문에 동기화 로직이 읽기 동작에 더 많은 비율로 사용되는 경우에만 사용한다. 수정 동작이 10%이상인 경우 다른 동기화 로직을 선택.
  • RCU는 writing 동작에서는 기존과 같은 동기화 기법을 적절히 사용해야 한다.
  • weakly ordered CPU(out of order execution)를 위해 메모리 접근에 대한 order를 적절히 관리해야 하는데 rcu_dereference()를 사용하면 이를 완벽히 수행할 수 있다.
  • PREEMPT_RCU
    • 이 옵션을 사용하면 read-side critical section에서 preemption 될 수 있다.
    • read-side critical section에서 sleep 기능이 필요한 경우가 아니면 SRCU 대신 RCU를 사용하는 것이 더 빠르고 사용하기 쉽다.
    • 참고로 tree RCU와 tiny RCU는 non-preemtable로 구현되어 있다.

장/단점

  • 장점
    • 성능 향상(특히 read) – zero wait, zero overhead
    • 확장성 좋음
    • deadlock 이슈 없음
    • priority inversion 이슈 없음 (priority inversion & priority inheritance)
    • unbounded latency 이슈 없음
    • 메모리 leak hazard 이슈 없음
  • 단점
    • 사용이 약간 복잡
    • 쓰기 동작에서는 개선 사항 없음

RCU 구현

  • Classical RCU – a.k.a tiny RCU
    • CONFIG_TINY_RCU 커널 옵션
    • single 데이터 스트럭처
    • CPU가 많아지는 경우 성능 떨어짐
      • 현재 커널에서 UP만 지원함
    • non-preemtable
  • Hierarchical RCU – a.k.a tree RCU
    • CONFIG_TREE_RCU 커널 옵션
    • tree 확장된 RCU 구현
    • non-preemtable
  • Preemptible tree-based hierarchical RCU
    • CONFIG_PREEMPT_RCU 커널 옵션
    • 최근 linux kernel의 기본 RCU
    • tree 확장된 RCU 구현
    • read-side critical section에서 preemption이 지원
    • SRCU
      • CONFIG_SRCU 커널 옵션
      • read-side critical section에서 sleep 가능
  • URCU
    • Userspace RCU (liburcu)

RCU 성능

reader-side에서의 성능 비교 (rwlock vs RCU)

rcu2

(통계: lwn.net 참고)

리눅스 커널에서의 사용율 증가

rcu3

일반 lock 획득시의 나쁜 성능

  • lock 획득하는데 소요하는 자원이 critical section을 수행하는 것에 비해 수백배 이상 over-head가 발생한다.

rcu4

RCU  기본 요소

rcu1

기본 구조체에서의 RCU 사용

Reader: RCU node를 사용할 때

  • rcu_read_lock()에서 참조카운터를 증가하고 reader-side critical section의 마지막인 rcu_read_unlock()에서 참조카운터를 감소시킨다.
  • rcu_dereference()는 안전하게 dereference된 RCU-protected pointer 값을 얻어온다.

rcu5b

int foo_get_a(void)
{
	int retval;
	rcu_read_lock();
	retval = rcu_dereference(gbl_foo)->a;
	rcu_read_unlock();
	return retval;
}

Updater: RCU node의 수정

  • 데이터를 수정: 복사 → 수정 → 교체 메커니즘
  • call_rcu:
    • 모든 RCU read-side critical sections들이 끝나기를 기다린 후 두 번째 인수에 있는 함수를 호출한다.
    • non-blocking 함수로 IRQ context가 등록된 call-back 함수를 호출하는 구조로 사용이 약간 더 복잡하다.
  • synchronize_rcu():
    • blocking 함수로 사용이 간단하다.
    • call_rcu()대신 사용하는 경우 synchronize_rcu() 호출 후 kfree()를 사용하여 노드를 free한다.

rcu7b

void foo_update_a(int new_a)
{
	struct foo *new_fp;
	struct foo *old_fp;
	new_fp = kmalloc(sizeof(*new_fp), GFP_KERNEL);
	spin_lock(&foo_mutex);
	old_fp = rcu_dereference_protected(gbl_foo,
		 lockdep_is_held(&foo_mutex));
	*new_fp = *old_fp;
	new_fp->a = new_a;
	rcu_assign_pointer(gbl_foo, new_fp);
	spin_unlock(&foo_mutex);
	call_rcu(&old_fp->rcu, foo_reclaim); 
}

Reclaimer: RCU node 사용 완료 후 폐기

  • 폐기될 노드는 grace periods 이후에 삭제한다.

rcu6b

void foo_reclaim(struct rcu_head *rp)
{
	struct foo *fp = container_of(rp, struct foo, rcu);
	foo_cleanup(fp->a);
	kfree(fp);
} 

리스트에서의 RCU 사용

Reader: RCU node를 사용할 때

rcu13

void disp_foo(void)
{
	rcu_read_lock();
	list_for_each_entry_rcu(p, head, list) {
		disp_foo();
	}
	rcu_read_unlock();
}

Updater: RCU node의 수정

  • list_replace_rcu()를 수행한 순간 역방향 연결은 끊어진 반면 순방향 연결은 계속 살아있다.

rcu14

void foo_update_a(int new_a)
{
	struct foo *new_fp;
	struct foo *old_fp = search(head, key);
	if (old_fp == NULL) {
	/* Take appropriate action, unlock, and return. */
	}
	new_fp = kmalloc(sizeof(*new_fp), GFP_KERNEL);
	*new_fp = *old_fp;
	new_fp->a = new_a;
	list_replace_rcu(&old_fp->list, &new_fp->list);
	call_rcu(&old_fp->rcu, foo_reclaim); 
}
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;
}

Reclaimer: RCU node 사용 완료 후 폐기

  • Grace periods를 지난 후 삭제 대상 노드를 모두 clean-up한다.

rcu15

void foo_reclaim(struct rcu_head *rp)
{
	struct foo *fp = container_of(rp, struct foo, rcu);
	foo_cleanup(fp->a);
	kfree(fp);
}

 

Grace Period

  • 노드 변경(삭제)하는 경우 기존 노드가 Reader에 의해 참조되는 경우 사용 완료까지 기다린다. 이 기간을 Grace Period라 한다. (아래 그림에서 노란색 부분)
  • Grace Period 기간내에 새롭게 read-side critical section이 진행되는 Reader들은 new 노드(이미 변경된 노드)에 대한 접근을 수행하기 때문에 Grace Period에 관여하지 않는다.

rcu8

call_rcu() & synchronize_rcu()

  • 모든 RCU read-side critical sections들이 끝나기를 기다린다.
  • read-side critical section 사용시 규칙: 모든 read-side critical section 즉 rcu_read_lock() 과 rcu_read_unlock()사이에는 block or sleep되면 안된다.
  • 모든 CPU의 context switch가 완료되면 RCU read-side critical section period는 완전히 끝난것으로 보장할 수 있게 되므로 모든 read-side critical section들이 안전하게 끝난것을 의미
  • 삭제될 old 데이터들은 다른 Reader가 참조하고 있는 동안(Grace Period) 삭제 보류된 채로 있다가 old data를 참조하는 마지막 Reader의 사용이 끝나면 Reclamation을 진행하게 된다.

 read-side critical section period 보장

rcu9

 

기존 rwlock 구현 소스를 rcu 구현 소스로 변경 예제

struct el {
	struct list_head list;
	long key;
	spinlock_t mutex;
	int data;
};
spinlock_t 	listmutex;                
struct 	el 	head;

 

search()

int search(long key, int *result) 
{
	struct list_head *lp;
	struct el *p;
	read_lock();
	list_for_each_entry(p, head, lp) {
		if (p->key == key) {
			*result = p->data;
			read_unlock();
			return 1;
		}
	}
	read_unlock();
	return 0;
}
int search(long key, int *result) 
{
	struct list_head *lp;
	struct el *p;
	rcu_read_lock();
	list_for_each_entry_rcu(p, head, lp) {
		if (p->key == key) {
			*result = p->data;
			rcu_read_unlock();
			return 1;
		}
	}
	rcu_read_unlock();
	return 0;
}

 

delete()

int delete(long key)
{
	struct el *p;
	write_lock(&listmutex);
	list_for_each_entry(p, head, lp) {
		if (p->key == key) {
			list_del(&p->list);
			write_unlock(&listmutex);
			kfree(p);
			return 1;
		}
	}
	write_unlock(&listmutex);
	return 0;
}
int delete(long key)
{
	struct el *p;
	spin_lock(&listmutex);
	list_for_each_entry(p, head, lp) {
		if (p->key == key) {
			list_del_rcu(&p->list);
			spin_unlock(&listmutex);
			synchronize_rcu();
			kfree(p);
			return 1;
		}
	}
	spin_unlock(&listmutex);
	return 0;
}

RCU API 목록

RCU list traversal:

  • list_entry_rcu
  • list_first_entry_rcu
  • list_next_rcu
  • list_for_each_entry_rcu
  • list_for_each_entry_continue_rcu
  • hlist_first_rcu
  • hlist_next_rcu
  • hlist_pprev_rcu
  • hlist_for_each_entry_rcu
  • hlist_for_each_entry_rcu_bh
  • hlist_for_each_entry_continue_rcu
  • hlist_for_each_entry_continue_rcu_bh
  • hlist_nulls_first_rcu
  • hlist_nulls_for_each_entry_rcu
  • hlist_bl_first_rcu
  • hlist_bl_for_each_entry_rcu

RCU pointer/list update:

  • rcu_assign_pointer
  • list_add_rcu
  • list_add_tail_rcu
  • list_del_rcu
  • list_replace_rcu
  • hlist_add_behind_rcu
  • hlist_add_before_rcu
  • hlist_add_head_rcu
  • hlist_del_rcu
  • hlist_del_init_rcu
  • hlist_replace_rcu
  • list_splice_init_rcu()
  • hlist_nulls_del_init_rcu
  • hlist_nulls_del_rcu
  • hlist_nulls_add_head_rcu
  • hlist_bl_add_head_rcu
  • hlist_bl_del_init_rcu
  • hlist_bl_del_rcu
  • hlist_bl_set_first_rcu

RCU:

  • rcu_read_lock
  • synchronize_net
  • rcu_barrier
  • rcu_read_unlock
  • synchronize_rcu
  • rcu_dereference
  • synchronize_rcu_expedited
  • rcu_read_lock_held
  • call_rcu
  • rcu_dereference_check
  • kfree_rcu
  • rcu_dereference_protected

bh:

  • rcu_read_lock_bh
  • call_rcu_bh
  • rcu_barrier_bh
  • rcu_read_unlock_bh
  • synchronize_rcu_bh
  • rcu_dereference_bh
  • synchronize_rcu_bh_expedited
  • rcu_dereference_bh_check
  • rcu_dereference_bh_protected
  • rcu_read_lock_bh_held

sched:

  • rcu_read_lock_sched
  • synchronize_sched
  • rcu_barrier_sched
  • rcu_read_unlock_sched
  • call_rcu_sched
  • synchronize_sched_expedited
  • rcu_read_lock_sched_notrace
  • rcu_read_unlock_sched_notrace
  • rcu_dereference_sched
  • rcu_dereference_sched_check
  • rcu_dereference_sched_protected
  • rcu_read_lock_sched_held

SRCU:

  • srcu_read_lock
  • synchronize_srcu
  • srcu_barrier
  • srcu_read_unlock
  • call_srcu
  • srcu_dereference
  • synchronize_srcu_expedited
  • srcu_dereference_check
  • srcu_read_lock_held
  • Initialization/cleanup
  • init_srcu_struct
  • cleanup_srcu_struct

All: lockdep-checked RCU-protected pointer access

  • rcu_access_pointer
  • rcu_dereference_raw
  • RCU_LOCKDEP_WARN
  • rcu_sleep_check
  • RCU_NONIDLE

 

소스 분석

rcu_dereference()

  • rcu_dereference()는 안전하게 dereference된 RCU-protected pointer 값을 얻어온다.

rcu10

rcu_read_lock()

  • read-side critical section 시작

rcu11

rcu_assign_pointer()

  • RCU로 보호되는 포인터(RCU-protecte pointer)에 새로운 값을 할당하기 위해 사용

rcu12

참고

BKL(Big Kernel Lock)

  • 커널 버전 2.0에서 SMP가 소개됨
  • BKL은 giant-lock, big-lock 또는 kernel-lock이라고 알려졌었다.
  • 2.0 커널에서는 한 번에 하나의 스레드만이 커널 모드에서 동작하기 위해 lock을 획득하여야 커널 모드로 진입이 되었고, 나머지 CPU는 lock을 획득하기 위해 대기하였다.
  • 성능 및 리얼 타임 application에 대한 latency 이슈로 BKL은 spin-lock, mutex, RCU등으로 대체되기 시작함.
  • 리눅스 초창기에 SMP를 위해 구현된 BKL은 커널 2.6에서 일부 VFS와 몇개의 file system에만 남아있고 거의 대부분 제거되었다.
  • 2011년 커널 2.6.39에서 마지막 BKL 구현이 제거되었다.

BKL Functions

  • lock_kernel(): Acquires the BKL
  • unlock_kernel(): Releases the BKL
  • kernel_locked(): Returns nonzero if the lock is held and zero otherwise (UP always returns nonzero)

Synchronization

  • BKL은 CPU가 동시에 커널에  진입을 하는 것을 막아 동기화 문제를 해결한다.

bkl