无锁队列详细分解 — 顶层设计
无锁队列是一个非常经典的并行计算数据结构,已经有很多相关的文章以及论文对其进行了探讨。它在DPDK中是一个非常基础且关键的组件,其中包含了很多非常特定的优化技巧。本文试图从顶层设计和具体实现分别来阐述DPDK无锁队列的优点以及正确使用的边界条件。在开始之前,我们还需要先进行两个知识点的铺垫。
RTE_Ring 数据结构
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struct rte_ring { › /* Ring producer status. */ › struct prod { › › uint32_t watermark; /**< Maximum itemsbefore EDQUOT. */ › › uint32_t sp_enqueue; /**< True, if single producer. */ › › uint32_t size; /**< Size of ring.*/ › › uint32_t mask; /**< Mask (size-1)of ring. */ › › volatile uint32_thead; /**< Producer head.*/ › › volatileuint32_t tail; /**< Producer tail.*/ › } prod __rte_cache_aligned; › /* Ring consumer status. */ › struct cons { › › uint32_t sc_dequeue; /**< True, if single consumer. */ › › uint32_t size; /**< Size of thering. */ › › uint32_t mask; /**< Mask (size-1)of ring. */ › › volatileuint32_t head; /**< Consumer head.*/ › › volatileuint32_t tail; /**< Consumer tail.*/ › } cons __rte_cache_aligned; › void*ring[] __rte_cache_aligned; }; |
整个数据结构分为3个主要部分:生产者状态信息prod;消费者状态信息 cons;消息队列本身(循环 Ring Buffer)每个单元存储着指向报文内容的指针(64bits)。
每一部分都是Cache Line(64Bytes) 对齐的, 这样就保证CPU可以最有效的 。访问这些数据(不对齐会导致更多的缓存/内存读取操作), 尤其是各个部分之间的数据是互相隔离的,这样不会导致互相干扰。所有的生产者线程只会竞争prod占用的cache line,所有的消费者线程只会竞争cons占用的cache line, ring buffer虽然是共享的,但是实际的访问是通过 prod 和cons两个数据结构来协调控制。在burst size 是32(一次处理32个报文)的情况下,消费者线程很少会和生产者线程竞争同一Cache Line。
CAS 操作
CAS 是 Compare and swap的简称, 这是一个同步原语。它的伪代码如下:
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bool compare_and_swap (int *accum, int *dest, int newval) { if ( *accum == *dest ) { *dest = newval; returntrue; } returnfalse; } |
CAS操作是一个隐式总线加锁的指令,DPDK的X86实现如下:
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staticinlineint rte_atomic32_cmpset(volatile uint32_t *dst, uint32_t exp, uint32_t src) { › uint8_t res; › asmvolatile( › › › MPLOCKED › › › "cmpxchgl %[src], %[dst];" › › › "sete %[res];" › › › : [res] "=a" (res), /* output */ › › › [dst] "=m" (*dst) › › › : [src] "r" (src), /* input */ › › › "a" (exp), › › › "m" (*dst) › › › : "memory"); /* no-clobber list */ › return res; } |
这段代码的核心是cmpxchg 这条指令,我们将在第二篇文掌中深入讨论这一点。我们现在开始考虑有两个cpu 逻辑core, 同时在竞争队列的使用权。同时向CPU发出cmpxchg指令,总线仲裁器将判断有一个core赢得总线使用权从而获得队列的使用权。任何一个core只需要完成2个动作:赢得使用权后更新状态信息 head;结束使用队列更新状态信息 tail。从时序的角度看一共有三种情景:
我们将开始详细分解这三种场景:在具体实现中 每个core还保留了队列状态信息的head 指针shadow copy,我命名为s[core number]_head 同时每个core都有自己的next指针指向下一个该core可用的队列偏移,我命名为 s[core number]_next。 RTE_RING 数据结构中的状态控制信息我命名为r_head, r_tail, head 指向当前可用的队列偏移, 而tail指向全局未完成的入队操作起始点偏移。 对于场景1,2 来说处理是一样的。
1.起始点 core 0 core 1 的局部信息和全局信息一致。
2.开始竞争队列使用权而core 0胜出,core 0 胜出后,全局的head 更新为 s0_next同时失败的core 1将会再次与全局状态信息head同步,之后再设置s1_next。
3.core 0 完成操作,入队操作完成。
但是,对于第三种情景来说就有些不同。大家可以想象一下,当core0赢得队列使用权之后,core1也赢得了队列使用权, 但是因为某种原因 core0 没有及时的更新tail 那么core1以及完成操作而要更新tail时是怎么样一种情况呢?请看下图。core1 在续core0后也赢得了队列使用权, core0 还没有更新tail。
core1已经完成操作,试图更新tail,但是发现core0还没更新,只好等待。
直到core0完成tail更新。
则皆大欢喜,core1 也可以完成tail的更新。
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