1、簡介：
RCU（Read-Copy Update）是數據同步的一種方式，在當前的Linux內核中發揮着重要的作用。
RCU主要針對的數據對象是鏈表，目的是提高遍歷讀取數據的效率，為了達到目的使用RCU機制讀取數據的時候不對鏈表進行耗時的加鎖操作。這樣在同一時間可以有多個線程同時讀取該鏈表，並且允許一個線程對鏈表進行修改（修改的時候，需要加鎖）。
2、應用場景：
RCU適用於需要頻繁的讀取數據，而相應修改數據並不多的情景，例如在文件系統中，經常需要查找定位目錄，而對目錄的修改相對來說並不多，這就是RCU發揮作用的最佳場景。
3、相應資料：
Linux內核源碼當中,關於RCU的文檔比較齊全，你可以在 /Documentation/RCU/ 目錄下找到這些文件。
Paul E. McKenney 是內核中RCU源碼的主要實現者，他也寫了很多RCU方面的文章。他把這些文章和一些關於RCU的論文的鏈接整理到了一起。相應鏈接如下：
http://www2.rdrop.com/users/paulmck/RCU/
4、實現過程：
在RCU的實現過程中，我們主要解決以下問題：
1，在讀取過程中，另外一個線程刪除了一個節點。刪除線程可以把這個節點從鏈表中移除，但它不能直接銷毀這個節點，必須等到所有的讀取線程讀取完成以后，才進行銷毀操作。RCU中把這個過程稱為寬限期（Grace period）。
2，在讀取過程中，另外一個線程插入了一個新節點，而讀線程讀到了這個節點，那么需要保證讀到的這個節點是完整的。這里涉及到了發布-訂閱機制（Publish-Subscribe Mechanism）。
3， 保證讀取鏈表的完整性。新增或者刪除一個節點，不至於導致遍歷一個鏈表從中間斷開。但是RCU並不保證一定能讀到新增的節點或者不讀到要被刪除的節點。
4.1 寬限期：
通過例子，方便理解這個內容。以下例子修改於Paul的文章。
1 struct foo{ 2 int a; 3 char b; 4 long c; 5 }; 6 7 DEFINE_SPINLOCK(foo_mutex); 8 9 void foo_read(void) 10 { 11 foo *fp = gbl_foo; 12 if( fp != NULL ) 13 { 14 dosomthing(fp->a, fp->b, fp->c); 15 } 16 } 17 18 void foo_update(foo * new_fp) 19 { 20 spin_lock(&foo_mutex); 21 foo *old_fp = gbl_foo; 22 gbl_foo = new_fp; 23 spin_unlock(&foo_mutex); 24 }
如上的程序，是針對於全局變量gbl_foo的操作。假設以下場景。有兩個線程同時運行 foo_ read和foo_update的時候，當foo_ read執行完賦值操作后，線程發生切換；此時另一個線程開始執行foo_update並執行完成。當foo_ read運行的進程切換回來后，運行dosomething 的時候，fp已經被刪除，這將對系統造成危害。為了防止此類事件的發生，RCU里增加了一個新的概念叫寬限期（Grace period）。如下圖所示：
圖中每行代表一個線程，最下面的一行是刪除線程，當它執行完刪除操作后，線程進入了寬限期。寬限期的意義是，在一個刪除動作發生后，它必須等待所有在寬限期開始前已經開始的讀線程結束，才可以進行銷毀操作。這樣做的原因是這些線程有可能讀到了要刪除的元素。圖中的寬限期必須等待1和2結束；而讀線程5在寬限期開始前已經結束，不需要考慮；而3,4,6也不需要考慮，因為在寬限期結束后開始后的線程不可能讀到已刪除的元素。為此RCU機制提供了相應的API來實現這個功能。
1 void foo_read(void) 2 { 3 rcu_read_lock(); 4 foo *fp = gbl_foo; 5 if( fp != NULL ) 6 dosomthing(fp->a, fp->b, fp->c); 7 rcu_read_unlock(); 8 } 9 10 void foo_update(foo *new_fp) 11 { 12 spin_lock(&foo_mutex); 13 foo *old_fp = gbl_foo; 14 gbl_foo = new_fp; 15 spin_unlock(&foo_mutex); 16 synchronize_rcu(); 17 kfree(old_fp); 18 }
其中foo_read中增加了rcu_read_lock和rcu_read_unlock，這兩個函數用來標記一個RCU讀過程的開始和結束。其實作用就是幫助檢測寬限期是否結束。foo_update增加了一個函數synchronize_rcu()，調用該函數意味着一個寬限期的開始，而直到寬限期結束，該函數才會返回。我們再對比着圖看一看，線程1和2，在synchronize_rcu之前可能得到了舊的gbl_foo，也就是foo_update中的old_fp，如果不等它們運行結束，就調用kfee(old_fp)，極有可能造成系統崩潰。而3,4,6在synchronize_rcu之后運行，此時它們已經不可能得到old_fp，此次的kfee將不對它們產生影響。
寬限期是RCU實現中最復雜的部分,原因是在提高讀數據性能的同時，刪除數據的性能也不能太差。
4.2 訂閱——發布機制：
當前使用的編譯器大多會對代碼做一定程度的優化，CPU也會對執行指令做一些優化調整,目的是提高代碼的執行效率，但這樣的優化，有時候會帶來不期望的結果。如例：
1 void foo_update(foo *new_fp) 2 { 3 spin_lock(&foo_mutex); 4 foo *old_fp = gbl_foo; 5 6 new_fp->a = 1; 7 new_fp->b = 'b'; 8 new_fp->c = 100; 9 10 gbl_foo = new_fp; 11 spin_unlock(&foo_mutex); 12 synchronize_rcu(); 13 kfree(old_fp); 14 }
這段代碼中，我們期望的是6，7，8行的代碼在第10行代碼之前執行。但優化后的代碼並不對執行順序做出保證。在這種情形下，一個讀線程很可能讀到 new_fp，但new_fp的成員賦值還沒執行完成。當讀線程執行dosomething(fp->a, fp->b , fp->c ) 的 時候，就有不確定的參數傳入到dosomething，極有可能造成不期望的結果，甚至程序崩潰。可以通過優化屏障來解決該問題，RCU機制對優化屏障做了包裝，提供了專用的API來解決該問題。這時候，第十行不再是直接的指針賦值，而應該改為 :
rcu_assign_pointer(gbl_foo,new_fp);
rcu_assign_pointer的實現比較簡單，如下：
1 #define rcu_assign_pointer(p, v) \ 2 __rcu_assign_pointer((p), (v), __rcu)
1 #define RCU_INIT_POINTER(p, v) \ 2 p = (typeof(*v) __force __rcu *)(v)
在DEC Alpha CPU機器上還有一種更強悍的優化，如下所示：
1 void foo_read(void) 2 { 3 rcu_read_lock(); 4 foo *fp = gbl_foo; 5 if( fp != NULL ) 6 dosomthing(fp->a, fp->b, fp->c); 7 rcu_read_unlock(); 8 }
第六行的 fp->a,fp->b,fp->c會在第3行還沒執行的時候就預先判斷運行，當他和foo_update同時運行的時候，可能導致傳入dosomething的一部分屬於舊的gbl_foo，而另外的屬於新的。這樣導致運行結果的錯誤。為了避免該類問題，RCU還是提供了宏來解決該問題：
1 #define rcu_dereference_check(p, c) \ 2 __rcu_dereference_check((p), rcu_read_lock_held() || (c), __rcu) 3 4 #define __rcu_dereference_check(p, c, space) \ 5 ({ \ 6 typeof(*p) *_________p1 = (typeof(*p)*__force )ACCESS_ONCE(p); \ 7 rcu_lockdep_assert(c, "suspicious rcu_dereference_check()" \ 8 " usage"); \ 9 rcu_dereference_sparse(p, space); \ 10 smp_read_barrier_depends(); \ 11 ((typeof(*p) __force __kernel *)(_________p1)); \ 12 }) 13 14 static inline int rcu_read_lock_held(void) 15 { 16 if (!debug_lockdep_rcu_enabled()) 17 return 1; 18 if (rcu_is_cpu_idle()) 19 return 0; 20 if (!rcu_lockdep_current_cpu_online()) 21 return 0; 22 return lock_is_held(&rcu_lock_map); 23 }
這段代碼中加入了調試信息，去除調試信息，可以是以下的形式（其實這也是舊版本中的代碼）：
1 #define rcu_dereference_check(p) ({\ 2 typeof(p) _____p1 = p; \ 3 smp_read_barrier_depends(); \ 4 (_____p1); \ 5 })
在賦值后加入優化屏障smp_read_barrier_depends()。
我們之前的第四行代碼改為 foo *fp = rcu_dereference(gbl_foo);，就可以防止上述問題。
4.3 數據讀取的完整性：
還是通過例子來說明這個問題：
如圖我們在原list中加入一個節點new到A之前，所要做的第一步是將new的指針指向A節點，第二步才是將Head的指針指向new。這樣做的目的是當插入操作完成第一步的時候，對於鏈表的讀取並不產生影響，而執行完第二步的時候，讀線程如果讀到new節點，也可以繼續遍歷鏈表。如果把這個過程反過來，第一步head指向new，而這時一個線程讀到new，由於new的指針指向的是Null，這樣將導致讀線程無法讀取到A，B等后續節點。從以上過程中，可以看出RCU並不保證讀線程讀取到new節點。如果該節點對程序產生影響，那么就需要外部調用做相應的調整。如在文件系統中，通過RCU定位后，如果查找不到相應節點，就會進行其它形式的查找，相關內容等分析到文件系統的時候再進行敘述。
我們再看一下刪除一個節點的例子：
如圖我們希望刪除B，這時候要做的就是將A的指針指向C，保持B的指針，然后刪除程序將進入寬限期檢測。由於B的內容並沒有變更，讀到B的線程仍然可以繼續讀取B的后續節點。B不能立即銷毀，它必須等待寬限期結束后，才能進行相應銷毀操作。由於A的節點已經指向了C，當寬限期開始之后所有的后續讀操作通過A找到的是C，而B已經隱藏了，后續的讀線程都不會讀到它。這樣就確保寬限期過后，刪除B並不對系統造成影響。
5、小結：
RCU的原理並不復雜，應用也很簡單。但代碼的實現確並不是那么容易，難點都集中在了寬限期的檢測上，后續分析源代碼的時候，我們可以看到一些極富技巧的實現方式。