RCU(Read Copy Update) -7- (Preemptible RCU)

<kernel v5.4>

RCU(Read Copy Update) -7- (Preemptible RCU)

 

rcu read-side critical section 에서 preemption이 가능한 모델을 사용하려면 CONFIG_PREEMPT_RCU 커널 옵션이 설정되어야 하는데, preemptible 커널이 선택되는 경우 함께 디폴트로 설정된다.

 

QS 체크, 기록 및 보고

preemptible rcu를 사용하여 read-side critical section 내에서 preemption 되어 블럭된 태스크가 있을 때와 없을 때의 qs 체크 후 qs 기록  및 qs 보고가 어떻게 다른지 알아본다.

• qs 체크
  • qs 상태인지 확인하는 과정
• qs 기록
  • qs 상태가 인지되어 qs를 해당 cpu의 rcu_data에 기록
• qs 보고
  • 해당 cpu의 rcu_data에 기록된 qs를 노드(rcu_node) 및 글로벌(rcu_state)에 보고

 

블럭드 태스크 비존재 시

gp 시작 이후 스케줄 틱마다 qs 체크를 시도하는데 rcu read-side critical section 내부 및 외부에서 qs 체크 변화는 다음과 같다.

• 내부: 증가된 t->rcu_read_lock_nesting 카운터로 인해 qs 기록하지 않는다.
• 외부: t->rcu_read_lock_nesting이 0이므로 qs 기록한다.

 

기록된 qs는 이후 rdp(rcu_data) -> rnp((rcu_node) -> rsp(rcu_state) 단계에 걸쳐 qs를 보고하는 과정을 거치는데 보통 콜백을 처리하는 rcu core에서 rcu_check_quiescent_state() 함수를 통해 qs 보고가 이루어진다.

 

다음 그림은 스케줄 틱에서 qs를 체크하는데, 블럭된 태스크가 없는 rcu read-side critical section 외부인 경우 qs를 기록한 후, 나중에 기록된 qs의 보고가 이루어지는 과정을 보여준다.

• gp가 새롭게 시작하면 기존의 qs는 모두 무시되므로, current gp start 이후의 스케줄 틱을 관찰한다.

 

블럭드 태스크 존재 시

gp 시작 이후 rcu read-side critical section 내부에서 preemption이 발생하면 해당 태스크는 qs가 체크가 되지만, 블럭드 태스크가 된다. 다시 resume하고, rcu_read_unlock()을 수행하는 순간 block된 태스크로 인해 rcu read unblock special 케이스가 적용되는데 이 때 irq/bh/preempt가 모두 enable된 상태인 경우 블럭된 태스크의 unblock을 수행하고 qs를 보고한다.

 

또 하나, 블럭드 태스크가 되고 irq/bh/preempt disable이 수행된 이후 rcu_read_unlock()을 수행하는 순간부터 preemption으로 인해 block된 태스크를 가진 이유로 rcu read unlock special 케이스가 적용된다. 이 때 irq/bh/preempt가 disable 되어 있는 경우 해당 cpu는 deferred qs가 되어 qs 보고를 유예하게 된다. 추후 다시 deferred qs가 해제되는 순간 deferred qs가 제거되며 블럭된 태스크의 unblock을 수행하고 qs를 보고한다.

• deferred qs의 해제
  • 스케줄 틱에서 nest되지 않고 irq/bh/preempt enable 상황인 경우
  • rcu read unlock에서 nest를 빠져나갈 때 irq/bh/preempt enable 상황인 경우

 

다음 그림은 블럭된 태스크가 존재하는 상황에서 context switch로 qs가 기록된 이후 unlock special 상황에서 unblock 태스크 처리 및 qs를 보고하는 과정을 보여준다.

 

다음 그림은 블럭된 태스크가 존재하는 상황에서 context switch로 qs가 기록된 이후 deferred qs 가 해제되는 순간 unblock 태스크 처리 및 qs를 보고하는 과정을 보여준다.

 

preemptible RCU Read-side Critical Section

 

다음 그림은 preemptible RCU를 사용할 때 rcu read-side critical section 내에서 preempt되는 태스크를 관리하기 위해 다음 3 곳에서 호출되는 함수들의 관계를 보여준다.

• rcu_read_unlock()의 special 케이스를 호출하는 rcu_read_unlock_special()
• 스케줄 틱에서 호출되는 rcu_sched_clock_irq()
• preemption이 발생하여 context-switch 될 때 호출되는 rcu_note_context_switch()

 

rcu_read_lock()

include/linux/rcupdate.h

/**
 * rcu_read_lock() - mark the beginning of an RCU read-side critical section
 *
 * When synchronize_rcu() is invoked on one CPU while other CPUs
 * are within RCU read-side critical sections, then the
 * synchronize_rcu() is guaranteed to block until after all the other
 * CPUs exit their critical sections.  Similarly, if call_rcu() is invoked
 * on one CPU while other CPUs are within RCU read-side critical
 * sections, invocation of the corresponding RCU callback is deferred
 * until after the all the other CPUs exit their critical sections.
 *
 * Note, however, that RCU callbacks are permitted to run concurrently
 * with new RCU read-side critical sections.  One way that this can happen
 * is via the following sequence of events: (1) CPU 0 enters an RCU
 * read-side critical section, (2) CPU 1 invokes call_rcu() to register
 * an RCU callback, (3) CPU 0 exits the RCU read-side critical section,
 * (4) CPU 2 enters a RCU read-side critical section, (5) the RCU
 * callback is invoked.  This is legal, because the RCU read-side critical
 * section that was running concurrently with the call_rcu() (and which
 * therefore might be referencing something that the corresponding RCU
 * callback would free up) has completed before the corresponding
 * RCU callback is invoked.
 *
 * RCU read-side critical sections may be nested.  Any deferred actions
 * will be deferred until the outermost RCU read-side critical section
 * completes.
 *
 * You can avoid reading and understanding the next paragraph by
 * following this rule: don't put anything in an rcu_read_lock() RCU
 * read-side critical section that would block in a !PREEMPT kernel.
 * But if you want the full story, read on!
 *
 * In non-preemptible RCU implementations (TREE_RCU and TINY_RCU),
 * it is illegal to block while in an RCU read-side critical section.
 * In preemptible RCU implementations (PREEMPT_RCU) in CONFIG_PREEMPTION
 * kernel builds, RCU read-side critical sections may be preempted,
 * but explicit blocking is illegal.  Finally, in preemptible RCU
 * implementations in real-time (with -rt patchset) kernel builds, RCU
 * read-side critical sections may be preempted and they may also block, but
 * only when acquiring spinlocks that are subject to priority inheritance.
 */

static __always_inline void rcu_read_lock(void)
{
        __rcu_read_lock();
        __acquire(RCU);
        rcu_lock_acquire(&rcu_lock_map);
        RCU_LOCKDEP_WARN(!rcu_is_watching(),
                         "rcu_read_lock() used illegally while idle");
}

rcu read-side critical section의 시작을 알린다.

 

__rcu_read_lock()

kernel/rcu/tree_plugin.h

/*
 * Preemptible RCU implementation for rcu_read_lock().
 * Just increment ->rcu_read_lock_nesting, shared state will be updated
 * if we block.
 */

void __rcu_read_lock(void)
{
        current->rcu_read_lock_nesting++;
        if (IS_ENABLED(CONFIG_PROVE_LOCKING))
                WARN_ON_ONCE(current->rcu_read_lock_nesting > RCU_NEST_PMAX);
        barrier();  /* critical section after entry code. */
}
EXPORT_SYMBOL_GPL(__rcu_read_lock);

premptible rcu를 사용 시 사용되며 rcu read-side critical section의 시작을 알린다.

• 코드 라인 3에서 현재 태스크의 rcu_read_lock_nesting 카운터를 1 증가시킨다.
• 코드 라인 4~5에서 lock 디버깅을 위해 사용되며 증가 시킨 카운터가 오버 플로우(0x3fff_ffff)되면 경고 메시지를 출력한다.

 

RCU_NEST_* 상수

kernel/rcu/tree_plugin.h

/* Bias and limit values for ->rcu_read_lock_nesting. */
#define RCU_NEST_BIAS INT_MAX
#define RCU_NEST_NMAX (-INT_MAX / 2)
#define RCU_NEST_PMAX (INT_MAX / 2)

 

다음 그림에서 RCU_NEST_* 관련 상수 값을 보여준다.

 

rcu_read_unlock()

include/linux/rcupdate.h

/**
 * rcu_read_unlock() - marks the end of an RCU read-side critical section.
 *
 * In most situations, rcu_read_unlock() is immune from deadlock.
 * However, in kernels built with CONFIG_RCU_BOOST, rcu_read_unlock()
 * is responsible for deboosting, which it does via rt_mutex_unlock().
 * Unfortunately, this function acquires the scheduler's runqueue and
 * priority-inheritance spinlocks.  This means that deadlock could result
 * if the caller of rcu_read_unlock() already holds one of these locks or
 * any lock that is ever acquired while holding them.
 *
 * That said, RCU readers are never priority boosted unless they were
 * preempted.  Therefore, one way to avoid deadlock is to make sure
 * that preemption never happens within any RCU read-side critical
 * section whose outermost rcu_read_unlock() is called with one of
 * rt_mutex_unlock()'s locks held.  Such preemption can be avoided in
 * a number of ways, for example, by invoking preempt_disable() before
 * critical section's outermost rcu_read_lock().
 *
 * Given that the set of locks acquired by rt_mutex_unlock() might change
 * at any time, a somewhat more future-proofed approach is to make sure
 * that that preemption never happens within any RCU read-side critical
 * section whose outermost rcu_read_unlock() is called with irqs disabled.
 * This approach relies on the fact that rt_mutex_unlock() currently only
 * acquires irq-disabled locks.
 *
 * The second of these two approaches is best in most situations,
 * however, the first approach can also be useful, at least to those
 * developers willing to keep abreast of the set of locks acquired by
 * rt_mutex_unlock().
 *
 * See rcu_read_lock() for more information.
 */

static inline void rcu_read_unlock(void)
{
        RCU_LOCKDEP_WARN(!rcu_is_watching(),
                         "rcu_read_unlock() used illegally while idle");
        __release(RCU);
        __rcu_read_unlock();
        rcu_lock_release(&rcu_lock_map); /* Keep acq info for rls diags. */
}

rcu read-side critical section의 끝을 알린다.

 

__rcu_read_unlock()

kernel/rcu/tree_plugin.h

/*
 * Preemptible RCU implementation for rcu_read_unlock().
 * Decrement ->rcu_read_lock_nesting.  If the result is zero (outermost
 * rcu_read_unlock()) and ->rcu_read_unlock_special is non-zero, then
 * invoke rcu_read_unlock_special() to clean up after a context switch
 * in an RCU read-side critical section and other special cases.
 */

void __rcu_read_unlock(void)
{
        struct task_struct *t = current;

        if (t->rcu_read_lock_nesting != 1) {
                --t->rcu_read_lock_nesting;
        } else {
                barrier();  /* critical section before exit code. */
                t->rcu_read_lock_nesting = -RCU_NEST_BIAS;
                barrier();  /* assign before ->rcu_read_unlock_special load */
                if (unlikely(READ_ONCE(t->rcu_read_unlock_special.s)))
                        rcu_read_unlock_special(t);
                barrier();  /* ->rcu_read_unlock_special load before assign */
                t->rcu_read_lock_nesting = 0;
        }
        if (IS_ENABLED(CONFIG_PROVE_LOCKING)) {
                int rrln = t->rcu_read_lock_nesting;

                WARN_ON_ONCE(rrln < 0 && rrln > RCU_NEST_NMAX);
        }
}
EXPORT_SYMBOL_GPL(__rcu_read_unlock);

premptible rcu를 사용 시 사용되며 rcu read-side critical section의 끝을 알린다.

• 코드 라인 3~6에서 현재 태스크의 rcu_read_lock_nesting 카운터가 1이 아닌 경우 1 만큼 감소시킨다.
  • 이 전에 이미 rcu_read_lock()가 호출되었었고, 그 후 중첩된 경우이다.
• 코드 라인 7~15에서 현재 태스크의 rcu_read_lock_nesting 카운터가 1일 때 일시적으로 RCU_NEST_BIAS(0x7fff_ffff) 만큼 뺀 후 unlock special 케이스가 감지되면 이를 수행하고 추후 카운터를 0으로 변경한다. 이 때 카운터 값은 일시적으로 음수로 변경된다.
  • 1 – 0x7fff_ffff = 0x8000_0002 (-2,147,483,646)
  • special 케이스의 감지는 nest 없이 마지막 rcu_read_unlock()에서 t->rcu_read_unlock_special.s 값을 관찰하여 판단한다.
    • special 값은 blocked, need_qs, exp_hint 및 deferred_qs와 같이 총 4가지가 운영된다.
• 코드 라인 16~20에서 lock 디버깅을 위해 사용되며 감소 시킨 카운터가 언더 플로우(-1073741823 ~ -1)되면 경고 메시지를 출력한다.

 

rcu_read_unlock()의 special 케이스

rcu_read_unlock()을 통해 rcu read-side critical 섹션을 빠져나가는 순간에 irq/bh/preempt가 disable인 경우 곧바로 gp가 완료되면 안되므로 해당 cpu의 qs를 보고하지 않고 지연(deferred qs)시킨다. 이렇게 특별한 조건을 처리하기 위해 unlock special 케이스를 두었고 다음과 같이 동작한다.

• 먼저 preemption이 발생하는 경우 해당 cpu에 대해 qs가 기록된다. 그런데 rcu read-side critical 섹션 내에서 preemption이 발생하는 경우엔 이 태스크를 blocked 태스크에 추가하고, 나중에 rcu_read_unlock() 함수의 special 케이스에서 이를 인지하기 위해 rcu_read_unlock_special.b.blocked 비트를 1로 설정해둔다.
• rcu_read_unlock() 호출 시 위의 blocked 등의 이유로 unlock special 케이스를 만나게 되면 interrupt, bh(softirq) 및 preemption의 disable/enable 여부에 따라 다음과 같이 동작한다.
  • disable된 상태인 경우 deferred qs로 만든다.
  • enable 상태인 경우 deferred qs 상태를 해제한다. 그리고 blocked 상태인 경우 해제하고 qs 또한 보고한다.

 

다음 그림은 rcu_read_unlock() 함수 호출 시 special 케이스를 통해 gp가 종료되지 않고 연속될 수 있도록 하는 모습을 보여준다.

 

rcu_read_unlock_special()

kernel/rcu/tree_plugin.h

/*
 * Handle special cases during rcu_read_unlock(), such as needing to
 * notify RCU core processing or task having blocked during the RCU
 * read-side critical section.
 */

static void rcu_read_unlock_special(struct task_struct *t)
{
        unsigned long flags;
        bool preempt_bh_were_disabled =
                        !!(preempt_count() & (PREEMPT_MASK | SOFTIRQ_MASK));
        bool irqs_were_disabled;

        /* NMI handlers cannot block and cannot safely manipulate state. */
        if (in_nmi())
                return;

        local_irq_save(flags);
        irqs_were_disabled = irqs_disabled_flags(flags);
        if (preempt_bh_were_disabled || irqs_were_disabled) {
                bool exp;
                struct rcu_data *rdp = this_cpu_ptr(&rcu_data);
                struct rcu_node *rnp = rdp->mynode;

                t->rcu_read_unlock_special.b.exp_hint = false;
                exp = (t->rcu_blocked_node && t->rcu_blocked_node->exp_tasks) ||
                      (rdp->grpmask & rnp->expmask) ||
                      tick_nohz_full_cpu(rdp->cpu);
                // Need to defer quiescent state until everything is enabled.
                if (irqs_were_disabled && use_softirq &&
                    (in_interrupt() ||
                     (exp && !t->rcu_read_unlock_special.b.deferred_qs))) {
                        // Using softirq, safe to awaken, and we get
                        // no help from enabling irqs, unlike bh/preempt.
                        raise_softirq_irqoff(RCU_SOFTIRQ);
                } else {
                        // Enabling BH or preempt does reschedule, so...
                        // Also if no expediting or NO_HZ_FULL, slow is OK.
                        set_tsk_need_resched(current);
                        set_preempt_need_resched();
                        if (IS_ENABLED(CONFIG_IRQ_WORK) && irqs_were_disabled &&
                            !rdp->defer_qs_iw_pending && exp) {
                                // Get scheduler to re-evaluate and call hooks.
                                // If !IRQ_WORK, FQS scan will eventually IPI.
                                init_irq_work(&rdp->defer_qs_iw,
                                              rcu_preempt_deferred_qs_handler);
                                rdp->defer_qs_iw_pending = true;
                                irq_work_queue_on(&rdp->defer_qs_iw, rdp->cpu);
                        }
                }
                t->rcu_read_unlock_special.b.deferred_qs = true;
                local_irq_restore(flags);
                return;
        }
        WRITE_ONCE(t->rcu_read_unlock_special.b.exp_hint, false);
        rcu_preempt_deferred_qs_irqrestore(t, flags);
}

premptible rcu를 사용 시 rcu_read_unlock() 함수에서 special 케이스가 감지된 경우 호출된다. 블럭된 태스크가 있을 때 irq/bh/preempt 중 하나라도 disable된 경우 deferred qs 처리하고, 그렇지 않고 enable된 경우 deferred qs를 해제하고, 블럭드 상태인 경우 해제하고 qs도 보고한다.

• 코드 라인 4~5에서 preempt와 softirq가 disable된 상태인지 여부를 preempt_bh_were_disabled 변수에 대입한다.
• 코드 라인 9~10에서 NMI 인터럽트가 진행 중인 경우 처리를 하지 않고 함수를 빠져나간다.
• 코드 라인 12~13에서 local irq가 disable되어 있는 상태인지 여부를 irqs_were_disabled 변수에 대입하고, local irq를 disable한다.
• 코드 라인 14~19에서 special 케이스를 만족시키는 경우 태스크에서 rcu_read_unlock_special의 exp_hint 비트를 클리어한다.
  • rcu_read_unlock()에서 가장 바깥쪽 rcu read-side critical section이고 special 비트들 중 하나라도 존재하는 경우 special 케이스가 적용된다.
• 코드 라인 20~22에서 softirq를 호출하는 급행(exp) 처리는 다음 세 조건 중 하나라도 만족하면 시도한다.
  • 태스크가 read-side critical section에서 preempt되어 블럭된 상태이고 노드에도 블럭된 태스크가 존재하는 경우
  • 아직도 현재 cpu가 급행 qs를 보고하지 못한 상태인 경우
  • 현재 cpu가 nohz full 상태라 qs를 보고하지 못한 상태인 경우
• 코드 라인 24~29에서 irq가 disable 상태였었고 rcu 콜백에 softirq 호출을 사용하고 다음 두 조건 중 하나를 만족하는 경우이다. 인터럽트 context에서 급행 gp를 빠르게 처리하기 위해 rcu용 softirq를 호출한다.
  • 인터럽트 처리중인 경우
  • 급행(exp == true) 가능하고, 유예 qs 요청되지 않은 상태인(태스크에 rcu_read_unlock_special의 deferred_qs 비트가 false) 경우
• 코드 라인 30~44에서 그 외의 경우 약간 느리더라도 유예 qs 체크를 위해 리스케줄 요청을 한다. 만일 인터럽트도 disable되어있고, softirq도 사용하지 않고, nohz full 상태로 진입한 경우 qs 보고가 무한정 처리되지 못할 수 있다. 따라서 이를 빠르게 처리하기 위해 irq 워크큐를 사용하여 rcu_preempt_deferred_qs_handler() 함수를 호출하게 한다.
  • 빠르게 처리하기 위해 강제로 irq를 발생시킨다.
  • irq 워크(IPI call)를 통해 rdp->defer_qs_iw_pending 변수에 false를 대입한다.
• 코드 라인 45~47에서 irq/bh/preempt가 하나라도 disable 된 상태에서는 특정 시점까지 qs 보고를 지연시킬 목적으로 deferred qs 상태로 설정하다. 태스크에서 rcu_read_unlock_special의 deferred_qs 비트를 true로 변경하고 로컬 irq를 복구한 후 함수를 빠져나간다.
• 코드 라인 49에서 special 케이스를 만족시키지 못한 경우이다. 태스크에서 rcu_read_unlock_speciald의 exp_hint 비트를 클리어한다.
• 코드 라인 50에서 deferred qs를 해제한다. 또한 block 상태인 경우 block 태스크를 해제하고 qs를 보고한다.

 

다음 그림은 rcu_read_unlock() 함수내에서 special 케이스를 진행할 때 블럭되었던 태스크 A가 해제된 후 qs를 보고하는 과정을 보여준다.

 

다음 그림은 rcu_read_unlock() 함수내에서 special 케이스를 진행할 때 블럭되었던 태스크 A가 해제된 후 곧바로 qs를 보고하지 않고 deferred qs로 전환된 나중에 qs로 체크하는 과정을 보여준다.

 

---

RCU preempt 될 때 스케줄 처리

rcu_note_context_switch()

kernel/rcu/tree_plugin.h

/*
 * We have entered the scheduler, and the current task might soon be
 * context-switched away from.  If this task is in an RCU read-side
 * critical section, we will no longer be able to rely on the CPU to
 * record that fact, so we enqueue the task on the blkd_tasks list.
 * The task will dequeue itself when it exits the outermost enclosing
 * RCU read-side critical section.  Therefore, the current grace period
 * cannot be permitted to complete until the blkd_tasks list entries
 * predating the current grace period drain, in other words, until
 * rnp->gp_tasks becomes NULL.
 *
 * Caller must disable interrupts.
 */

void rcu_note_context_switch(bool preempt)
{
        struct task_struct *t = current;
        struct rcu_data *rdp = this_cpu_ptr(&rcu_data);
        struct rcu_node *rnp;

        trace_rcu_utilization(TPS("Start context switch"));
        lockdep_assert_irqs_disabled();
        WARN_ON_ONCE(!preempt && t->rcu_read_lock_nesting > 0);
        if (t->rcu_read_lock_nesting > 0 &&
            !t->rcu_read_unlock_special.b.blocked) {

                /* Possibly blocking in an RCU read-side critical section. */
                rnp = rdp->mynode;
                raw_spin_lock_rcu_node(rnp);
                t->rcu_read_unlock_special.b.blocked = true;
                t->rcu_blocked_node = rnp;

                /*
                 * Verify the CPU's sanity, trace the preemption, and
                 * then queue the task as required based on the states
                 * of any ongoing and expedited grace periods.
                 */
                WARN_ON_ONCE((rdp->grpmask & rcu_rnp_online_cpus(rnp)) == 0);
                WARN_ON_ONCE(!list_empty(&t->rcu_node_entry));
                trace_rcu_preempt_task(rcu_state.name,
                                       t->pid,
                                       (rnp->qsmask & rdp->grpmask)
                                       ? rnp->gp_seq
                                       : rcu_seq_snap(&rnp->gp_seq));
                rcu_preempt_ctxt_queue(rnp, rdp);
        } else {
                rcu_preempt_deferred_qs(t);
        }

        /*
         * Either we were not in an RCU read-side critical section to
         * begin with, or we have now recorded that critical section
         * globally.  Either way, we can now note a quiescent state
         * for this CPU.  Again, if we were in an RCU read-side critical
         * section, and if that critical section was blocking the current
         * grace period, then the fact that the task has been enqueued
         * means that we continue to block the current grace period.
         */
        rcu_qs();
        if (rdp->exp_deferred_qs)
                rcu_report_exp_rdp(rdp);
        trace_rcu_utilization(TPS("End context switch"));
}
EXPORT_SYMBOL_GPL(rcu_note_context_switch);

context-switching을 수행하기 전에 rcu에 관련된 처리를 수행한다. context switch가 진행될 때 해당 cpu에 대해 qs를 기록한다. 현재 태스크가 rcu read-side critical section에서 처음 preempt된 경우 현재 태스크를 해당 rcu 노드의 블럭드 태스크 리스트에 추가한다. 그 외 이미 deferred qs 상태인 경우 deferred qs를 해제하고, 블럭드 상태인 경우 이를 제거하고 qs도 보고한다.

• 코드 라인 9에서 rcu_read_lock() 호출한 상태는 반드시 preempt된 경우에만 호출되어야 한다. 그렇지 않은 경우 경고 메시지를 출력한다.
  • rcu_read_lock() 호출 후 강제로 schedule() 같은 API를 사용하여 블럭시키면 안된다.
• 코드 라인 10~31에서 rcu read-side critical section에 진입 후 preemption되어 처음 블럭된 태스크가 없는 상태인 경우 노드락을 잡은 후 태스크를 blocked 표기 및 이 노드를 가리키게 한다. 그 후 태스크를 블럭드 리스트에 추가한다.
• 코드 라인 32~34에서 deferred qs 상태인 경우 deferred qs를 해제한다. 또한 block 해제 가능한 상태인 경우 block 태스크를 해제한 후 qs를 보고한다.
• 코드 라인 45에서 현재 cpu의 qs를 기록한다.
• 코드 라인 46~47에서 현재 cpu에서 급행 qs가 유예된 경우 유예 상태를 제거하고 상위 노드로 qs를 보고하게 한다.

 

블럭드 리스트에 태스크 추가

rcu_preempt_ctxt_queue()

kernel/rcu/tree_plugin.h -1/2-

/*
 * Queues a task preempted within an RCU-preempt read-side critical
 * section into the appropriate location within the ->blkd_tasks list,
 * depending on the states of any ongoing normal and expedited grace
 * periods.  The ->gp_tasks pointer indicates which element the normal
 * grace period is waiting on (NULL if none), and the ->exp_tasks pointer
 * indicates which element the expedited grace period is waiting on (again,
 * NULL if none).  If a grace period is waiting on a given element in the
 * ->blkd_tasks list, it also waits on all subsequent elements.  Thus,
 * adding a task to the tail of the list blocks any grace period that is
 * already waiting on one of the elements.  In contrast, adding a task
 * to the head of the list won't block any grace period that is already
 * waiting on one of the elements.
 *
 * This queuing is imprecise, and can sometimes make an ongoing grace
 * period wait for a task that is not strictly speaking blocking it.
 * Given the choice, we needlessly block a normal grace period rather than
 * blocking an expedited grace period.
 *
 * Note that an endless sequence of expedited grace periods still cannot
 * indefinitely postpone a normal grace period.  Eventually, all of the
 * fixed number of preempted tasks blocking the normal grace period that are
 * not also blocking the expedited grace period will resume and complete
 * their RCU read-side critical sections.  At that point, the ->gp_tasks
 * pointer will equal the ->exp_tasks pointer, at which point the end of
 * the corresponding expedited grace period will also be the end of the
 * normal grace period.
 */

static void rcu_preempt_ctxt_queue(struct rcu_node *rnp, struct rcu_data *rdp)
        __releases(rnp->lock) /* But leaves rrupts disabled. */
{
        int blkd_state = (rnp->gp_tasks ? RCU_GP_TASKS : 0) +
                         (rnp->exp_tasks ? RCU_EXP_TASKS : 0) +
                         (rnp->qsmask & rdp->grpmask ? RCU_GP_BLKD : 0) +
                         (rnp->expmask & rdp->grpmask ? RCU_EXP_BLKD : 0);
        struct task_struct *t = current;

        raw_lockdep_assert_held_rcu_node(rnp);
        WARN_ON_ONCE(rdp->mynode != rnp);
        WARN_ON_ONCE(!rcu_is_leaf_node(rnp));
        /* RCU better not be waiting on newly onlined CPUs! */
        WARN_ON_ONCE(rnp->qsmaskinitnext & ~rnp->qsmaskinit & rnp->qsmask &
                     rdp->grpmask);

        /*
         * Decide where to queue the newly blocked task.  In theory,
         * this could be an if-statement.  In practice, when I tried
         * that, it was quite messy.
         */
        switch (blkd_state) {
        case 0:
        case                RCU_EXP_TASKS:
        case                RCU_EXP_TASKS + RCU_GP_BLKD:
        case RCU_GP_TASKS:
        case RCU_GP_TASKS + RCU_EXP_TASKS:

                /*
                 * Blocking neither GP, or first task blocking the normal
                 * GP but not blocking the already-waiting expedited GP.
                 * Queue at the head of the list to avoid unnecessarily
                 * blocking the already-waiting GPs.
                 */
                list_add(&t->rcu_node_entry, &rnp->blkd_tasks);
                break;

        case                                              RCU_EXP_BLKD:
        case                                RCU_GP_BLKD:
        case                                RCU_GP_BLKD + RCU_EXP_BLKD:
        case RCU_GP_TASKS +                               RCU_EXP_BLKD:
        case RCU_GP_TASKS +                 RCU_GP_BLKD + RCU_EXP_BLKD:
        case RCU_GP_TASKS + RCU_EXP_TASKS + RCU_GP_BLKD + RCU_EXP_BLKD:

                /*
                 * First task arriving that blocks either GP, or first task
                 * arriving that blocks the expedited GP (with the normal
                 * GP already waiting), or a task arriving that blocks
                 * both GPs with both GPs already waiting.  Queue at the
                 * tail of the list to avoid any GP waiting on any of the
                 * already queued tasks that are not blocking it.
                 */
                list_add_tail(&t->rcu_node_entry, &rnp->blkd_tasks);
                break;

        case                RCU_EXP_TASKS +               RCU_EXP_BLKD:
        case                RCU_EXP_TASKS + RCU_GP_BLKD + RCU_EXP_BLKD:
        case RCU_GP_TASKS + RCU_EXP_TASKS +               RCU_EXP_BLKD:

                /*
                 * Second or subsequent task blocking the expedited GP.
                 * The task either does not block the normal GP, or is the
                 * first task blocking the normal GP.  Queue just after
                 * the first task blocking the expedited GP.
                 */
                list_add(&t->rcu_node_entry, rnp->exp_tasks);
                break;

        case RCU_GP_TASKS +                 RCU_GP_BLKD:
        case RCU_GP_TASKS + RCU_EXP_TASKS + RCU_GP_BLKD:

                /*
                 * Second or subsequent task blocking the normal GP.
                 * The task does not block the expedited GP. Queue just
                 * after the first task blocking the normal GP.
                 */
                list_add(&t->rcu_node_entry, rnp->gp_tasks);
                break;

        default:

                /* Yet another exercise in excessive paranoia. */
                WARN_ON_ONCE(1);
                break;
        }

rcu read-side critical section에 진입 후 preemption되어 처음 블럭된 태스크를 블럭드 리스트에 추가한다.

• 코드 라인 4~7에서 노드에서 4가지 조합으로 블럭드 상태를 알아온다.
  • 현재 일반 gp에서 일반 gp 태스크를 가리키고 있는지 여부
  • 현재 급행 gp에서 급행 gp 태스크를 가리키고 있는지 여부
  • 미완료된 일반 qs가 있어 추가할 일반 gp 태스크인지 여부
  • 미완료된 급행 qs가 있어 추가할 급행 gp 태스크인지 여부
• 코드 라인 8에서 현재 태스크가 preemption될 예정이다.
  • Task A (current) -> Task B 인 경우 태스크 A에 해당한다.
• 코드 라인 22~36에서 블럭드 태스크 리스트에 현재 태스크를 추가한다.
• 코드 라인 38~54에서 블럭드 태스크 리스트의 뒤쪽에 현재 태스크를 추가한다.
• 코드 라인 56~67에서 급행 gp  태스크 리스트에 현재 태스크를 추가한다.
• 코드 라인 69~78에서 일반 gp 태스크 리스트에 현재 태스크를 추가한다.

 

kernel/rcu/tree_plugin.h -2/2-

        /*
         * We have now queued the task.  If it was the first one to
         * block either grace period, update the ->gp_tasks and/or
         * ->exp_tasks pointers, respectively, to reference the newly
         * blocked tasks.
         */
        if (!rnp->gp_tasks && (blkd_state & RCU_GP_BLKD)) {
                rnp->gp_tasks = &t->rcu_node_entry;
                WARN_ON_ONCE(rnp->completedqs == rnp->gp_seq);
        }
        if (!rnp->exp_tasks && (blkd_state & RCU_EXP_BLKD))
                rnp->exp_tasks = &t->rcu_node_entry;
        WARN_ON_ONCE(!(blkd_state & RCU_GP_BLKD) !=
                     !(rnp->qsmask & rdp->grpmask));
        WARN_ON_ONCE(!(blkd_state & RCU_EXP_BLKD) !=
                     !(rnp->expmask & rdp->grpmask));
        raw_spin_unlock_rcu_node(rnp); /* interrupts remain disabled. */

        /*
         * Report the quiescent state for the expedited GP.  This expedited
         * GP should not be able to end until we report, so there should be
         * no need to check for a subsequent expedited GP.  (Though we are
         * still in a quiescent state in any case.)
         */
        if (blkd_state & RCU_EXP_BLKD && rdp->exp_deferred_qs)
                rcu_report_exp_rdp(rdp);
        else
                WARN_ON_ONCE(rdp->exp_deferred_qs);
}

• 코드 라인 7~10에서 첫 일반 gp 태스크가 추가된 경우이다.
  • 일반 gp 태스크 리스트 포인터가 비어있고,  일반 gp 태스크가 추가될 때 gp 태스크 리스트 포인터가 현재 태스크를 가리키게 한다.
• 코드 라인 11~12에서 첫 급행 gp 태스크가 추가된 경우이다.
  • 급행 gp 태스크 리스트 포인터가 비어있고,  급행 gp 태스크가 추가될 때 급행 gp 태스크 리스트 포인터가 현재 태스크를 가리키게 한다.
• 코드 라인 25~26에서 급행 gp 태스크가 추가되었고 현재 cpu가 급행 qs 유예 상태인 경우 유예 상태를 제거하고 노드에 급행 qs를 보고한다.

 

kernel/rcu/tree_plugin.h

/* Flags for rcu_preempt_ctxt_queue() decision table. */
#define RCU_GP_TASKS    0x8
#define RCU_EXP_TASKS   0x4
#define RCU_GP_BLKD     0x2
#define RCU_EXP_BLKD    0x1

 

다음 그림은 rcu read-side critical secition 내에서 preempt되어 rcu_preempt_ctxt_queue() 함수가 블럭드 태스크를 추가하는 모습을 보여준다.

• gp가 계속 유효한 태스크는 A이다.

 

다음 그림은 rcu_read_unlock() 함수내에서 여러 개의 cpu에서 동시에 special 케이스를 진행할 때 현재 gp 시작 이후 가장 처음 블럭된 블럭되었던 태스크 A가 gp_tasks에 지정된 모습을 보여준다.

 

다음 그림은 태스크들이 blkd_tasks에 추가될 때 gp_tasks와 exp_tasks는 리스트 포인터를 이용하여 3가지 리스트로 관리를 하는 모습을 보여준다.

• 코드 라인 아래 붉은 색 원에 있는 숫자는 코드에서 각 case 문 순서에 해당한다.
• (2)번의 경우 blkd_tasks 리스트의 뒤에 추가하는데 case 문 뒤에 이어지는 조건에서 추가된 태스크가 어떤 영역에 들어갈지 결정된다.

 

---

스케줄틱에서 qs 처리

rcu_sched_clock_irq()

kernel/rcu/tree.c

/*
 * This function is invoked from each scheduling-clock interrupt,
 * and checks to see if this CPU is in a non-context-switch quiescent
 * state, for example, user mode or idle loop.  It also schedules RCU
 * core processing.  If the current grace period has gone on too long,
 * it will ask the scheduler to manufacture a context switch for the sole
 * purpose of providing a providing the needed quiescent state.
 */

void rcu_sched_clock_irq(int user)
{
        trace_rcu_utilization(TPS("Start scheduler-tick"));
        raw_cpu_inc(rcu_data.ticks_this_gp);
        /* The load-acquire pairs with the store-release setting to true. */
        if (smp_load_acquire(this_cpu_ptr(&rcu_data.rcu_urgent_qs))) {
                /* Idle and userspace execution already are quiescent states. */
                if (!rcu_is_cpu_rrupt_from_idle() && !user) {
                        set_tsk_need_resched(current);
                        set_preempt_need_resched();
                }
                __this_cpu_write(rcu_data.rcu_urgent_qs, false);
        }
        rcu_flavor_sched_clock_irq(user);
        if (rcu_pending())
                invoke_rcu_core();

        trace_rcu_utilization(TPS("End scheduler-tick"));
}

매 스케줄 틱마다 호출되어 rcu 관련하여 현재 cpu의 qs를 체크하고, gp 완료되어 처리를 기다리는 콜백들을 처리하기 위해 동작한다.

• 코드 라인 4에서 이 함수가 호출될 때 마다 현재 cpu의 ticks_this_gp를 1 증가시킨다.
  • 이 정보는 gp 시작 시 초기화되며, print_cpu_stall_info() 함수내에서 cpu의 rcu stall 정보를 출력할 때에만 사용된다.
• 코드 라인 6~13에서 현재 cpu에서 rcu_urgent_qs가 검출되는 경우 이를 제거하고, 만일 커널에서 실행 중에 인터럽트가 들어온 경우 리스케줄 요청한다.
• 코드 라인 14에서 스케줄 틱마다 qs를 체크한다.
• 코드 라인 15~16에서 rcu 콜백이 아직 처리되지 않고 남아있는 경우 콜백 처리를 시작한다.

 

rcu_flavor_sched_clock_irq()

kernel/rcu/tree_plugin.h

/*
 * Check for a quiescent state from the current CPU, including voluntary
 * context switches for Tasks RCU.  When a task blocks, the task is
 * recorded in the corresponding CPU's rcu_node structure, which is checked
 * elsewhere, hence this function need only check for quiescent states
 * related to the current CPU, not to those related to tasks.
 */

static void rcu_flavor_sched_clock_irq(int user)
{
        struct task_struct *t = current;

        if (user || rcu_is_cpu_rrupt_from_idle()) {
                rcu_note_voluntary_context_switch(current);
        }
        if (t->rcu_read_lock_nesting > 0 ||
            (preempt_count() & (PREEMPT_MASK | SOFTIRQ_MASK))) {
                /* No QS, force context switch if deferred. */
                if (rcu_preempt_need_deferred_qs(t)) {
                        set_tsk_need_resched(t);
                        set_preempt_need_resched();
                }
        } else if (rcu_preempt_need_deferred_qs(t)) {
                rcu_preempt_deferred_qs(t); /* Report deferred QS. */
                return;
        } else if (!t->rcu_read_lock_nesting) {
                rcu_qs(); /* Report immediate QS. */
                return;
        }

        /* If GP is oldish, ask for help from rcu_read_unlock_special(). */
        if (t->rcu_read_lock_nesting > 0 &&
            __this_cpu_read(rcu_data.core_needs_qs) &&
            __this_cpu_read(rcu_data.cpu_no_qs.b.norm) &&
            !t->rcu_read_unlock_special.b.need_qs &&
            time_after(jiffies, rcu_state.gp_start + HZ))
                t->rcu_read_unlock_special.b.need_qs = true;
}

스케줄 틱마다 현재 cpu의 qs를 체크하고 조건에 따라 qs를 기록 또는 deferred qs를 처리하고 qs를 보고한다.

• 코드 라인 5~7에서 유저 태스크 또는 커널 태스크의 idle 중에 스케줄 틱으로 진입한 경우 태스크의 holdout 상태의 태스크를 클리어한다.
• 코드 라인 8~21에서 스케줄 틱마다 현재 cpu의 qs 체크 관련하여 다음 4가지 조건 중 하나를 수행한다.
  • rcu reader가 내부에 있거나 bh/preempt disable 상태인 경우
    • rcu reader 내부가 아닌 경우에만 리스케줄 요청 후 계속 진행한다.
  • deferred qs 상태인 경우
    • deferred qs 상태인 경우 deferred qs를 해제한다. 또한 block 해제 가능한 상태인 경우 block 태스크를 해제하고 qs 보고하고 함수를 빠져나간다.
  • rcu reader 외부에 있는 경우
    • 현재 cpu의 qs를 기록하고 함수를 빠져나간다.
  • 그 외 다음을 계속 진행한다.
•  코드 라인 24~29에서 rcu read-side critical section이 진행 중이고, 현재 cpu의 qs가 아직 체크되지 않았고, unlock special의 need_qs가 없으며, gp 시작 후 1초가 경과한 경우 unlock special을 동작시키기 위해 need_qs를 true로 변경한다.

 

다음 그림은 스케줄 틱마다 현재 cpu의 qs를 체크하고 조건에 따라 qs를 기록 또는 보고하는 과정을 보여준다.

 

---

deferred qs 처리 및 block 태스크 해제 시 qs 보고

rcu_preempt_deferred_qs()

kernel/rcu/tree_plugin.h

/*
 * Report a deferred quiescent state if needed and safe to do so.
 * As with rcu_preempt_need_deferred_qs(), "safe" involves only
 * not being in an RCU read-side critical section.  The caller must
 * evaluate safety in terms of interrupt, softirq, and preemption
 * disabling.
 */

static void rcu_preempt_deferred_qs(struct task_struct *t)
{
        unsigned long flags;
        bool couldrecurse = t->rcu_read_lock_nesting >= 0;

        if (!rcu_preempt_need_deferred_qs(t))
                return;
        if (couldrecurse)
                t->rcu_read_lock_nesting -= RCU_NEST_BIAS;
        local_irq_save(flags);
        rcu_preempt_deferred_qs_irqrestore(t, flags);
        if (couldrecurse)
                t->rcu_read_lock_nesting += RCU_NEST_BIAS;
}

deferred qs 상태인 경우 deferred qs를 해제한다. 또한 block 해제 가능한 상태인 경우 block 태스크를 해제하고 qs 보고한다.

• 코드 라인 4에서 현재 태스크에 RCU_NEST_BIAS가 진행중이지 않은지 여부를 couldrecurse에 알아온다.
  • RCU_NEST_BIAS 진행 중인 경우 음수가 되어 이 값은 false가 된다.
• 코드 라인 6~7에서 이미 qs 유예 처리가 진행 중인 경우 함수를 빠져나간다.
• 코드 라인 8~9에서 couldrecurse가 true인 경우에만 t->rcu_read_lock_nesting 값에서 임시로 RCU_NEST_BIAS을 뺀다.
• 코드 라인 10~11에서 스핀락을 획득한 후 deferred qs 상태인 경우 deferred qs를 해제한다. 또한 block 해제 가능한 상태인 경우 block 태스크를 해제하고 qs를 보고한다.
• 코드 라인 12~13에서 t->rcu_read_lock_nesting 값을 원래 값으로 원복한다.

 

rcu_preempt_need_deferred_qs()

kernel/rcu/tree_plugin.h

/*
 * Is a deferred quiescent-state pending, and are we also not in
 * an RCU read-side critical section?  It is the caller's responsibility
 * to ensure it is otherwise safe to report any deferred quiescent
 * states.  The reason for this is that it is safe to report a
 * quiescent state during context switch even though preemption
 * is disabled.  This function cannot be expected to understand these
 * nuances, so the caller must handle them.
 */

static bool rcu_preempt_need_deferred_qs(struct task_struct *t)
{
        return (__this_cpu_read(rcu_data.exp_deferred_qs) ||
                READ_ONCE(t->rcu_read_unlock_special.s)) &&
               t->rcu_read_lock_nesting <= 0;
}

deferred qs 처리가 펜딩중인지 또는 급행 deferred qs가 이미 진행중인지 여부를 반환한다.

• 이미 급행 qs 유예(exp_deferred_qs)가 설정된 경우이거나
• 태스크에 rcu_read_unlock_special.s 가 설정되었고 다른 곳에서 deferred qs가 펜딩중인 경우(RCU_NEST_BIAS 처리)

 

IRQ 워크 – qs 유예 핸들러

rcu_preempt_deferred_qs_handler()

kernel/rcu/tree_plugin.h

/*
 * Minimal handler to give the scheduler a chance to re-evaluate.
 */

static void rcu_preempt_deferred_qs_handler(struct irq_work *iwp)
{
        struct rcu_data *rdp;

        rdp = container_of(iwp, struct rcu_data, defer_qs_iw);
        rdp->defer_qs_iw_pending = false;
}

irq 워크로 부터 호출되는 핸들러이다. 현재 cpu에 해당하는 rdp->defer_qs_iw_pending에 false를 대입한다.

 

irq 복구하면서 deferred qs 해제 및 블럭 태스크 해제

rcu_preempt_deferred_qs_irqrestore()

kernel/rcu/tree_plugin.h -1/2-

/*
 * Report deferred quiescent states.  The deferral time can
 * be quite short, for example, in the case of the call from
 * rcu_read_unlock_special().
 */

static void
rcu_preempt_deferred_qs_irqrestore(struct task_struct *t, unsigned long flags)
{
        bool empty_exp;
        bool empty_norm;
        bool empty_exp_now;
        struct list_head *np;
        bool drop_boost_mutex = false;
        struct rcu_data *rdp;
        struct rcu_node *rnp;
        union rcu_special special;

        /*
         * If RCU core is waiting for this CPU to exit its critical section,
         * report the fact that it has exited.  Because irqs are disabled,
         * t->rcu_read_unlock_special cannot change.
         */
        special = t->rcu_read_unlock_special;
        rdp = this_cpu_ptr(&rcu_data);
        if (!special.s && !rdp->exp_deferred_qs) {
                local_irq_restore(flags);
                return;
        }
        t->rcu_read_unlock_special.b.deferred_qs = false;
        if (special.b.need_qs) {
                rcu_qs();
                t->rcu_read_unlock_special.b.need_qs = false;
                if (!t->rcu_read_unlock_special.s && !rdp->exp_deferred_qs) {
                        local_irq_restore(flags);
                        return;
                }
        }

        /*
         * Respond to a request by an expedited grace period for a
         * quiescent state from this CPU.  Note that requests from
         * tasks are handled when removing the task from the
         * blocked-tasks list below.
         */
        if (rdp->exp_deferred_qs) {
                rcu_report_exp_rdp(rdp);
                if (!t->rcu_read_unlock_special.s) {
                        local_irq_restore(flags);
                        return;
                }
        }

preemptible  rcu에서 irq를 해제하면서 deferred qs가 설정된 경우 해제하고, 블럭 태스크도 해제한 후 qs를 보고한다.

• 코드 라인 18~23에서 태스크에 unlock special이 설정되지 않았고 급행 qs의 유예도 없는 경우 로컬 irq를 원복한 후 함수를 빠져나간다.
• 코드 라인 24에서 태스크에서 unlock spcial의 deferred qs를 해제한다.
• 코드 라인 25~32에서 태스크에서 unlock special의 need_qs가 설정된 경우 이를 클리어하고, 현재 cpu의 qs를 즉각 보고한다. 다시 한 번 태스크에 unlock special이 설정되지 않았고 급행 qs의 유예도 없는 경우 로컬 irq를 원복한 후 함수를 빠져나간다.
  • rcu reader nesting 후 deferred qs 설정된 경우도 아닌데 gp 시작 후 1초가 지나면 need_qs를 설정하여 unlock special 케이스에서 qs를 보고하게 한다.
• 코드 라인 40~46에서 급행 qs 유예가 설정된 경우 이를 보고한다. 만일 태스크에 unlock special이 설정되지 않은 경우 로컬 irq를 원복한 후 함수를 빠져나간다.

 

kernel/rcu/tree_plugin.h -2/2-

        /* Clean up if blocked during RCU read-side critical section. */
        if (special.b.blocked) {
                t->rcu_read_unlock_special.b.blocked = false;

                /*
                 * Remove this task from the list it blocked on.  The task
                 * now remains queued on the rcu_node corresponding to the
                 * CPU it first blocked on, so there is no longer any need
                 * to loop.  Retain a WARN_ON_ONCE() out of sheer paranoia.
                 */
                rnp = t->rcu_blocked_node;
                raw_spin_lock_rcu_node(rnp); /* irqs already disabled. */
                WARN_ON_ONCE(rnp != t->rcu_blocked_node);
                WARN_ON_ONCE(!rcu_is_leaf_node(rnp));
                empty_norm = !rcu_preempt_blocked_readers_cgp(rnp);
                WARN_ON_ONCE(rnp->completedqs == rnp->gp_seq &&
                             (!empty_norm || rnp->qsmask));
                empty_exp = sync_rcu_preempt_exp_done(rnp);
                smp_mb(); /* ensure expedited fastpath sees end of RCU c-s. */
                np = rcu_next_node_entry(t, rnp);
                list_del_init(&t->rcu_node_entry);
                t->rcu_blocked_node = NULL;
                trace_rcu_unlock_preempted_task(TPS("rcu_preempt"),
                                                rnp->gp_seq, t->pid);
                if (&t->rcu_node_entry == rnp->gp_tasks)
                        rnp->gp_tasks = np;
                if (&t->rcu_node_entry == rnp->exp_tasks)
                        rnp->exp_tasks = np;
                if (IS_ENABLED(CONFIG_RCU_BOOST)) {
                        /* Snapshot ->boost_mtx ownership w/rnp->lock held. */
                        drop_boost_mutex = rt_mutex_owner(&rnp->boost_mtx) == t;
                        if (&t->rcu_node_entry == rnp->boost_tasks)
                                rnp->boost_tasks = np;
                }

                /*
                 * If this was the last task on the current list, and if
                 * we aren't waiting on any CPUs, report the quiescent state.
                 * Note that rcu_report_unblock_qs_rnp() releases rnp->lock,
                 * so we must take a snapshot of the expedited state.
                 */
                empty_exp_now = sync_rcu_preempt_exp_done(rnp);
                if (!empty_norm && !rcu_preempt_blocked_readers_cgp(rnp)) {
                        trace_rcu_quiescent_state_report(TPS("preempt_rcu"),
                                                         rnp->gp_seq,
                                                         0, rnp->qsmask,
                                                         rnp->level,
                                                         rnp->grplo,
                                                         rnp->grphi,
                                                         !!rnp->gp_tasks);
                        rcu_report_unblock_qs_rnp(rnp, flags);
                } else {
                        raw_spin_unlock_irqrestore_rcu_node(rnp, flags);
                }

                /* Unboost if we were boosted. */
                if (IS_ENABLED(CONFIG_RCU_BOOST) && drop_boost_mutex)
                        rt_mutex_futex_unlock(&rnp->boost_mtx);

                /*
                 * If this was the last task on the expedited lists,
                 * then we need to report up the rcu_node hierarchy.
                 */
                if (!empty_exp && empty_exp_now)
                        rcu_report_exp_rnp(rnp, true);
        } else {
                local_irq_restore(flags);
        }
}

• 코드 라인 2~3에서 preemptible rcu에서 태스크가 rcu critical seciont에 진입 후 preemption되어 태스크에 unlock special의 blocked 비트가 설정된 경우 이를 클리어한다.
• 코드 라인 11~12에서 태스크가 블럭된 노드에 대해 스핀락을 얻어온다.
• 코드 라인 15에서 현재 gp에서 해당 노드의 preemptible rcu의 블럭드 태스크들이 없는지 여부를 empty_norm에 담는다. (다시 읽어 비교할 예정)
• 코드 라인 18에서 현재 gp에서 해당 노드에 preemptible rcu의 블럭드 태스크들이 없고 급행 qs 보고도 모두 완료된 여부를 empty_exp에 담는다. (다시 읽어 비교할 예정)
• 코드 라인 20~34에서 노드의 블럭드 태스크 리스트에서 첫 블럭드 태스크를 리스트에서 제거한다. 그 후 다음 3가지 포인터도 다음 블럭드 태스크를 가리키게 한다.
  • gp_tasks가 제거한 블럭드 태스크를 가리키고 있었던 경우
  • exp_tasks가 제거한 블럭드 태스크를 가리키고 있었던 경우
  • boost_tasks가 제거한 블럭드 태스크를 가리키고 있었던 경우
• 코드 라인 42에서 해당 노드에 preemptible rcu의 블럭드 태스크들이 없고 급행 qs 보고도 모두 완료된 경우 여부를 empty_exp_now에 담는다.
• 코드 라인 43~54에서 해당 노드의 preemptible rcu의 블럭드 태스크들이 있었지만(empty_norm == false) 다시 읽었을 때 없어진 경우unblock 되었으므로 qs를 보고한다. 그 외의 경우 스핀 락과 로컬 irq 원복하고 preempt도 enable 한다.
• 코드 라인 57~58에서 이미 bootst된 경우 boost unlock 한다.
• 코드 라인 64~65에서 블럭드 상태였지만 급행 qs가 모두 완료된 경우 급행 qs를 보고한다.
• 코드 라인 66~68에서 preemptible rcu에서 태스크가 rcu critical seciont에 진입 후 preemption되지 않아 블럭된적이 없으면 그냥 로컬 irq를 원복한다.

 

---

blocked 태스크 체크 에러 시 덤프

rcu_preempt_check_blocked_tasks()

kernel/rcu/tree_plugin.h

/*
 * Check that the list of blocked tasks for the newly completed grace
 * period is in fact empty.  It is a serious bug to complete a grace
 * period that still has RCU readers blocked!  This function must be
 * invoked -before- updating this rnp's ->gp_seq, and the rnp's ->lock
 * must be held by the caller.
 *
 * Also, if there are blocked tasks on the list, they automatically
 * block the newly created grace period, so set up ->gp_tasks accordingly.
 */

static void rcu_preempt_check_blocked_tasks(struct rcu_node *rnp)
{
        struct task_struct *t;

        RCU_LOCKDEP_WARN(preemptible(), "rcu_preempt_check_blocked_tasks() invoked with preemption enabled!!!\n");
        if (WARN_ON_ONCE(rcu_preempt_blocked_readers_cgp(rnp)))
                dump_blkd_tasks(rnp, 10);
        if (rcu_preempt_has_tasks(rnp) &&
            (rnp->qsmaskinit || rnp->wait_blkd_tasks)) {
                rnp->gp_tasks = rnp->blkd_tasks.next;
                t = container_of(rnp->gp_tasks, struct task_struct,
                                 rcu_node_entry);
                trace_rcu_unlock_preempted_task(TPS("rcu_preempt-GPS"),
                                                rnp->gp_seq, t->pid);
        }
        WARN_ON_ONCE(rnp->qsmask);
}

gp 시작할 때 이 함수가 호출되어 블럭된 태스크들이 있는지 체크한다. 만일 해당 노드에 블럭된 태스크들이 있으면 dump 출력을 한다.

 

dump_blkd_tasks()

kernel/rcu/tree_plugin.h

/*
 * Dump the blocked-tasks state, but limit the list dump to the
 * specified number of elements.
 */

static void
dump_blkd_tasks(struct rcu_node *rnp, int ncheck)
{
        int cpu;
        int i;
        struct list_head *lhp;
        bool onl;
        struct rcu_data *rdp;
        struct rcu_node *rnp1;

        raw_lockdep_assert_held_rcu_node(rnp);
        pr_info("%s: grp: %d-%d level: %d ->gp_seq %ld ->completedqs %ld\n",
                __func__, rnp->grplo, rnp->grphi, rnp->level,
                (long)rnp->gp_seq, (long)rnp->completedqs);
        for (rnp1 = rnp; rnp1; rnp1 = rnp1->parent)
                pr_info("%s: %d:%d ->qsmask %#lx ->qsmaskinit %#lx ->qsmaskinitnext %#lx\n",
                        __func__, rnp1->grplo, rnp1->grphi, rnp1->qsmask, rnp1->qsmaskinit, rnp1->qsmaskinitnext);
        pr_info("%s: ->gp_tasks %p ->boost_tasks %p ->exp_tasks %p\n",
                __func__, rnp->gp_tasks, rnp->boost_tasks, rnp->exp_tasks);
        pr_info("%s: ->blkd_tasks", __func__);
        i = 0;
        list_for_each(lhp, &rnp->blkd_tasks) {
                pr_cont(" %p", lhp);
                if (++i >= ncheck)
                        break;
        }
        pr_cont("\n");
        for (cpu = rnp->grplo; cpu <= rnp->grphi; cpu++) {
                rdp = per_cpu_ptr(&rcu_data, cpu);
                onl = !!(rdp->grpmask & rcu_rnp_online_cpus(rnp));
                pr_info("\t%d: %c online: %ld(%d) offline: %ld(%d)\n",
                        cpu, ".o"[onl],
                        (long)rdp->rcu_onl_gp_seq, rdp->rcu_onl_gp_flags,
                        (long)rdp->rcu_ofl_gp_seq, rdp->rcu_ofl_gp_flags);
        }
}

노드에 블럭된 태스크들이 있을 때 호출되며, 관련 정보를 덤프한다.

 

no-hz idle 진입전에 rcu 콜백들 호출

rcu_prepare_for_idle()

kernel/rcu/tree_plugin.h

/*
 * Prepare a CPU for idle from an RCU perspective.  The first major task
 * is to sense whether nohz mode has been enabled or disabled via sysfs.
 * The second major task is to check to see if a non-lazy callback has
 * arrived at a CPU that previously had only lazy callbacks.  The third
 * major task is to accelerate (that is, assign grace-period numbers to)
 * any recently arrived callbacks.
 *
 * The caller must have disabled interrupts.
 */

static void rcu_prepare_for_idle(void)
{
        bool needwake;
        struct rcu_data *rdp = this_cpu_ptr(&rcu_data);
        struct rcu_node *rnp;
        int tne;

        lockdep_assert_irqs_disabled();
        if (rcu_segcblist_is_offloaded(&rdp->cblist))
                return;

        /* Handle nohz enablement switches conservatively. */
        tne = READ_ONCE(tick_nohz_active);
        if (tne != rdp->tick_nohz_enabled_snap) {
                if (!rcu_segcblist_empty(&rdp->cblist))
                        invoke_rcu_core(); /* force nohz to see update. */
                rdp->tick_nohz_enabled_snap = tne;
                return;
        }
        if (!tne)
                return;

        /*
         * If a non-lazy callback arrived at a CPU having only lazy
         * callbacks, invoke RCU core for the side-effect of recalculating
         * idle duration on re-entry to idle.
         */
        if (rdp->all_lazy && rcu_segcblist_n_nonlazy_cbs(&rdp->cblist)) {
                rdp->all_lazy = false;
                invoke_rcu_core();
                return;
        }

        /*
         * If we have not yet accelerated this jiffy, accelerate all
         * callbacks on this CPU.
         */
        if (rdp->last_accelerate == jiffies)
                return;
        rdp->last_accelerate = jiffies;
        if (rcu_segcblist_pend_cbs(&rdp->cblist)) {
                rnp = rdp->mynode;
                raw_spin_lock_rcu_node(rnp); /* irqs already disabled. */
                needwake = rcu_accelerate_cbs(rnp, rdp);
                raw_spin_unlock_rcu_node(rnp); /* irqs remain disabled. */
                if (needwake)
                        rcu_gp_kthread_wake();
        }
}

cpu가 idle 진입 전에 남은 non-lazy rcu 콜백들을 호출하여 처리한다.

• 코드 라인 9~10에서 콜백 offloaded 상태인 경우 함수를 빠져나간다.
• 코드 라인 13~21에서 nohz_active에 변경이 있는 경우 남은 콜백이 있으면 콜백을 처리하기 위해 rcu core를 호출하고 함수를 빠져나간다. 만일 nohz가 active되어 있지 않은 경우 함수를 빠져나간다.
  • nohz는 절전이 필요한 모바일 시스템에서 사용되는 옵션이다.
• 코드 라인 28~32에서 non-lazy 콜백이 도착했는데 기존에 모든 콜백이 lazy인 경우 rdp->all_lazy를 false로 변경 후 콜백을 처리하기 위해 rcu core를 호출하고 함수를 빠져나간다.
  • non lazy 콜백들은 idle 진입할 때 모두 호출한다.
• 코드 라인 38~40에서 현재 jiffies 틱에 이미 accelerate 처리한 경우 함수를 빠져나간다.
• 코드 라인 41~48에서 펜딩 콜백들이 있는 경우 acceleration 처리한다.

 

---

rcu_special 유니언

include/linux/sched.h

union rcu_special {
        struct {
                u8                      blocked;
                u8                      need_qs;
                u8                      exp_hint; /* Hint for performance. */
                u8                      deferred_qs;
        } b; /* Bits. */
        u32 s; /* Set of bits. */
};

태스크에서 rcu read-side critical section 수행 중 unlock special 케이스로 동작해야 하는데 이를 관리하기 위한 유니언 값이다.

•  b.blocked
  • rcu read-side critical section 수행 중 태스크가 preempt 되어 블럭된 적이 있는지 여부를 나태낸다.
  • __schedule() -> rcu_note_context_switch() 함수 호출 경로를 통해 수행된다.
• b.need_qs
  • rcu reader nesting 상태에서 deferred qs 설정된 경우도 아닌데 gp 시작 후 1초가 지났는지 매 스케줄 틱마다 체크한 후 발생 시 need_qs를 설정한다. 그 후 이렇게 설정된 비트는 unlock special 케이스에서 qs를 보고하게 한다.
  • 스케줄 틱 -> update_process_times() -> rcu_sched_clock_irq() -> rcu_flavor_sched_clock_irq() 함수 호출 경로를 통해 수행된다.
• b.exp_hint
  • 급행 qs를 처리하도록 IPI call로 호출된 rcu_exp_handler() 함수내에서 태스크가 rcu read-side critical section내에서 수행 중이고 급행 qs가 보고되지 않은 경우 이 비트를 true로 설정한다. 이 때 rdp->exp_deferred_qs도 true로 설정된다.
• b.deferred_qs
  • preempt 되었었던 rcu reader에서 irq/bh/preempt 들 중 하나라도 disable된 상태에서 rcu_read_unlock 하는 경우 rcu_read_unlock_special의 deferred_qs 비트를 설정한다.
    • 추후 qs 완료는 rcu_preempt_deferred_qs_irqrestore() 함수가 호출될 때 블럭된 태스크를 제거하면서 qs가 보고된다.
  • rcu_read_unlock() -> rcu_read_unlock_special() 함수 호출 경로를 통해 수행된다.
• s
  • 위의 비트 모두를 합한 비트셋

 

rcu_noqs 유니언

kernel/rcu/tree.h

/*
 * Union to allow "aggregate OR" operation on the need for a quiescent
 * state by the normal and expedited grace periods.
 */

union rcu_noqs {
        struct {
                u8 norm;
                u8 exp;
        } b; /* Bits. */
        u16 s; /* Set of bits, aggregate OR here. */
};

cpu에서 qs가 아직 체크되지 않은지 여부를 관리하는 유니온 값이다.

•  b.norm
  • normal gp를 사용할 때 이 값이 1인 경우 현재 cpu에서 qs가 체크되지 않은 상태이다. 체크되면 0으로 바뀐다.
• b.exp
  • 급행 gp를 사용할 때 이 값이 1인 경우 현재 cpu에서 급행 qs가 체크되지 않은 상태이다. 체크되면 0으로 바뀐다.
• s
  • 위의 비트 모두 합한 비트셋

 

참고

• RCU(Read Copy Update) -1- (Basic)  | 문c
• RCU(Read Copy Update) -2- (Callback process) | 문c
• RCU(Read Copy Update) -3- (RCU threads) | 문c
• RCU(Read Copy Update) -4- (NOCB process) | 문c
• RCU(Read Copy Update) -5- (Callback list) | 문c
• RCU(Read Copy Update) -6- (Expedited GP) | 문c
• RCU(Read Copy Update) -7- (Preemptible RCU) | 문c – 현재글
• rcu_init() | 문c
• wait_for_completion() | 문c