critical section Linux内核同步 - RCU synchronize原理分析(3)

# define NUM_RCU_LVL_0 1

# define NUM_RCU_LVL_1 DIV_ROUND_UP(NR_CPUS, RCU_FANOUT_3)

# define NUM_RCU_LVL_2 DIV_ROUND_UP(NR_CPUS, RCU_FANOUT_2)

# define NUM_RCU_LVL_3 DIV_ROUND_UP(NR_CPUS, RCU_FANOUT_1)

# define NUM_RCU_LVL_4 (NR_CPUS)

1.3 宽限期的发起与完成

所有宽限期的发起和完成都是由同一个内核线程rcu_gp_kthread来完成。通过判断rsp->gp_flags & RCU_GP_FLAG_INIT来决定是否发起一个gp；通过判断! (rnp->qsmask) && !rcu_preempt_blocked_readers_cgp(rnp))来决定是否结束一个gp。

发起一个GP时，rsp->gpnum++；结束一个GP时，rsp->completed = rsp->gpnum。critical section

1.4 rcu callbacks处理

rcu的callback通常是在sychronize_rcu中添加的wakeme_after_rcu，也就是唤醒synchronize_rcu的进程，它正在等待GP的结束。

callbacks的处理同样在软中断RCU_SOFTIRQ中完成

rcu_process_callbacks

-> __rcu_process_callbacks

-> invoke_rcu_callbacks

-> rcu_do_batch

-> __rcu_reclaim

这里RCU的callbacks链表采用了一种分段链表的方式，整个callback链表，根据具体GP结束的时间，分成若干段：nxtlist -- *nxttail[RCU_DONE_TAIL] -- *nxttail[RCU_WAIT_TAIL] -- *nxttail[RCU_NEXT_READY_TAIL] -- *nxttail[RCU_NEXT_TAIL]。

rcu_do_batch只处理nxtlist -- *nxttail[RCU_DONE_TAIL]之间的callbacks。每个GP结束都会重新调整callback所处的段位，每个新的callback将会添加在末尾，也就是*nxttail[RCU_NEXT_TAIL]。

2 可抢占的RCU

如果config文件定义了CONFIG_TREE_PREEMPT_RCU=y，那么sychronize_rcu将默认使用rcu_preempt_state。这类rcu的特点就在于read_lock期间是允许其它进程抢占的，因此它判断宽限期度过的方法就不太一样。

从rcu_read_lock和rcu_read_unlock的定义就可以知道，TREE_PREEMPT_RCU并不是以简单的经过抢占为CPU渡过GP的标准，而是有个rcu_read_lock_nesting计数

void __rcu_read_lock(void)

{

current->rcu_read_lock_nesting++;

barrier(); /* critical section after entry code. */

}

void __rcu_read_unlock(void)

{

struct task_struct *t = current;

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