當我們對鏈表等數據結構進行並發讀寫時，通常會通過讀寫鎖進行保護。但是，每一次對讀寫鎖的操作都必須直接在內存中進行，不能夠使用cache，這也就導致了讀寫鎖的效率其實是比較低的。即使是在沒有寫者的情況下，每一次上讀鎖仍然需要訪問內存。更嚴重的是如果多個CPU同時執行到CAS指令，每一次CAS指令的執行都會導致其他CPU的cache失效，需要重新讀取內存，也就意味着最壞情況下執行CAS指令的代價是O(n^2)。
而一種實現無鎖編程的方法就是RCU(Read-Copy Update)。RCU最常見的地方就是鏈表，在Linux內核中甚至有一個單獨的RCU鏈表include/linux/rculist.h。
對於寫者來說有以下三種情況：
- 修改鏈表元素的值，將字符串修改為另一個字符串；此時讀者可能讀取到正在被修改的字符串
- 插入一個鏈表元素；讀者讀取到一個未插入完成的元素，
next指針未能指向下一個元素 - 刪除一個元素；讀者讀取到一個已經被刪除的元素
RCU主要就是通過一種無鎖的方法修復上述問題，該方法會使寫者的速度變慢，但是讀者能不用鎖、不需要寫入內存，速度會明顯變快。
對於鏈表修改的情況，RCU是禁止發生的，因此需要把鏈表修改替換為鏈表結點替換：
H1 -> E1 -> E2 -> E3 -> E4
H1 -> E1 E2 -> E3 -> E4
|---> E2' --^
例如修改E2結點，就先建立新結點E2'，使其先指向E3，之后修改E1的指針指向E2'。對於讀者來說，如果在E2位置，那么可以順利讀取到E2的舊值以及E3，如果在E1位置，那么可以順利讀取到新的E2'。不會出現錯誤的核心就是寫入E1->next = E2'的操作是原子的，也就是E1->next要么指向E2要么指向E2'。這種特性是RCU是最基本也是最重要的性質，例如如果是雙向鏈表，就難以實現RCU，因為不能原子性地進行修改；而對於樹來說，就是一種能夠實現RCU的結構。
這里存在一個問題就是處理器和編譯器會進行指令重排，導致E1指向E2'發生在E2'指向E3之前，這時候我們就需要使用內存屏障來避免發生指令重排了。
另一個問題就是什么時候對舊的E2進行刪除，保證沒有讀者在讀取E2。使用引用計數是一種方法，但是引用計數每次讀取就要讀寫內存增加計數，這就和我們使用RCU的目的相違背了。另一個方法就是使用垃圾回收，垃圾回收器能准確地對舊E2進行回收。但是如果是在內核等沒有垃圾回收器的環境中，又要怎么處理呢？
我們可以使用一種規則來在合適的時候釋放舊元素：
- 讀者不能在上下文切換時持有被RCU保護的元素，即讀者不能在RCU臨界區內釋放CPU
- 當每個CPU核都執行了一次上下文切換時，寫者就可以刪除舊元素
即寫者的操作變為了如下所示：
E1->next = E2'
synchronize_rcu()
free(E2)
synchronize_rcu的執行可能會需要1ms左右，看起來代價很大，但是被RCU保護的數據是讀多寫少的，這個代價還是可以接受的。