linux内核无锁消息队列,zeromq所谓的“无锁消息队列”

本文基于zeromq 4.3.0版本，分析其无锁消息队列的实现。

概述

zeromq这个网络库，有以下几个亮点：

从以往的面向TCP流的网络开发，变成了面向消息的开发。应用层关注的是什么类型的消息，库本身解决网络收发、断线重连等问题。

将这些消息的传输模式封装成几个模式，应用开发者只需要关注自己的业务符合什么模式，采用搭积木的方式就能构建起应用服务。

内部实现无锁消息队列用于对象间通信，类似actor模式。

基本架构

zeromq内部运行着多个io线程，每个io线程内部有以下两个核心组件：

poller：即针对epoll、select等事件轮询器的封装。

mailbox：负责接收消息的消息邮箱。

可以简单理解IO线程做的事情是：内部通过一个poller，监听着各种事件，其中包括针对IO线程的mailbox的消息，以及绑定在该IO线程上的IO对象的消息。

即这是一个per-thread-per-loop的线程设计，线程之间的通信通过消息邮箱来进行。

除了io线程之外，io对象也有mailbox，即如果想与某个IO对象通信也是通过该mailbox进行。由于消息邮箱是zeromq中的重要组成部分，下面将专门分析zeromq是如何实现的。

所有需要收发消息的对象都继承自object_t：

class object_t

{

public:

object_t (zmq::ctx_t *ctx_, uint32_t tid_);

void process_command (zmq::command_t &cmd_);

private:

zmq::ctx_t *ctx;// Context provides access to the global state.

uint32_t tid;// Thread ID of the thread the object belongs to.

void send_command (command_t &cmd_);

}

而IO对象之间的命令通过command_t结构体来定义：

struct command_t

{

// Object to process the command.

zmq::object_t *destination;

enum type_t

{

...

} type;

union {

...

} args;

};

可以看到，zeromq实现对象间相互通信依赖于mailbox，本文重点在分析其无锁队列的实现上。

使用无锁队列实现的消息邮箱

zeromq内部类似actor模型，每个actor内部有一个mailbox，负责收发消息，对外暴露的接口就是收发相关的send、recv接口。

负责收发消息的类是mailbox_t，内部实现使用了ypipe_t来实现无锁消息队列，而ypipe_t内部又使用了yqueue_t来实现队列，这个实现的目的是为了减少内部的分配。

下面根据上面这个图，自上而下分析邮箱的实现。

yqueue_t

yqueue_t的实现，每次能批量分配一批元素，减少内存的分配和释放。

yqueue_t内部由一个一个chunk组成，每个chunk保存N个元素，如下图：

有了chunk_t来管理数据，这样每次需要新分配元素的时候，如果当前已经没有可用元素，可以一次性分配一个chunk_t，这里面有N个元素；另外在回收的时候，也不是马上被释放，根据局部性原理可以先回收到spare_chunk里面，当再次需要分配chunk_t的时候从spare_chunk中获取。

yqueue_t内部有三个chunk_t类型指针以及对应的索引位置：

begin_chunk/begin_pos：begin_chunk用于指向队列头的chunk，begin_pos用于指向队列第一个元素在当前chunk中的位置。

back_chunk/back_pos：back_chunk用于指向队列尾的chunk，back_chunk用于指向队列最后一个元素在当前chunk的位置。

end_chunk/end_pos：由于chunk是批量分配的，所以end_chunk用于指向分配的最后一个chunk位置。

注意不要混淆了back和end的作用，back_chunk/back_pos负责的是元素的存储，而end_chunk/end_pos负责的是chunk的分配，yqueue_t的back函数返回的是back_pos，而对外部而言，end相关的数据不可见。

如上图中：

有三块chunk，分别由begin_chunk、back_chunk、end_chunk组成。

begin_pos指向begin_chunk中的第n个元素。

back_pos指向back_chunk的最后一个元素。

由于back_pos已经指向了back_chunk的最后一个元素，所以end_pos就指向了end_chunk的第一个元素。

另外还有一个spare_chunk指针，用于保存释放的chunk指针，当需要再次分配chunk的时候，会首先查看这里，从这里分配chunk。这里使用了原子的cas操作来完成，利用了操作系统的局部性原理。

ypipe_t

ypipe_t在yqueue_t之上，构建了一个单写单读的无锁队列。

内部的元素有以下几个：

yqueue_t_queue：由yqueue_t实现的队列。

T *_w：指向第一个没有被flush的元素，只能被写线程使用。

T *_r：指向第一个未读的元素，只能被读线程使用。

T *_f：指向第一个写入但是还没有被刷新的元素。

atomic_ptr_t_c：读写线程都能使用的指针，指向最后一个被刷新的元素。如果为空，那么读线程将休眠。

之所以除了写指针_w之外，还需要一个_f的刷新指针，原因在于：可能会分批次写入一堆数据，但是在没有写完毕之前，不希望被读线程看到，所以写入数据的时候由_w指针控制，而_f指针控制读线程可以看到哪些数据。

来看相关的几个对外API：

void write (const T &value, bool incomplete)：写入数据，incomplete参数表示写入是否还没完成，在没完成的时候不会修改flush指针，即这部分数据不会让读线程看到。

bool flush ()：刷新所有已经完成的数据到管道，返回false意味着读线程在休眠，在这种情况下调用者需要唤醒读线程。

bool read (T *value_):读数据，将读出的数据写入value指针中，返回false意味着没有数据可读。

以下面的场景来解释这个无锁队列相关的流程：

说明：以下场景忽略begin、back、end在不同chunk的情况，假设都在一个chunk完成的操作。

1、初始化

ypipe_t构造函数在初始化的时候，将push进去一个哑元素在队列尾部，然后_r、_w、_c、_f指针都同时指向队列头。

而经过这个操作之后，begin_pos和back_pos都为0，end_pos为1(因为push了一个元素)。

inline ypipe_t ()

{

// Insert terminator element into the queue.

// 先放入一个空元素

_queue.push ();

// Let all the pointers to point to the terminator.

// (unless pipe is dead, in which case c is set to NULL).

_r = _w = _f = &_queue.back ();

_c.set (&_queue.back ());

}

2、write(‘a’, true)

由于进行了push操作，因此back_pos更新为1，而end_pos更新为2。

写入一个元素a，同时incomplete为true，意味着写入还未完成，所以并没有更新flush指针，_w指针也没有在这个函数中被更新，因此当incomplete为true时不会更新上面的四个指针。

// incomplete_为true意味着这只是写入数据的一部分，此时不需要修改flush的指针指向

inline void write (const T &value_, bool incomplete_)

{

// 注意在这里写入数据的时候修改的是_f指针

// Place the value to the queue, add new terminator element.

_queue.back () = value_;

_queue.push ();

// Move the "flush up to here" poiter.

if (!incomplete_)

// incomplete_为false表示写完毕数据了，可以修改flush指针指向

_f = &_queue.back ();

}

3、write(‘b’, false)

由于进行了push操作，因此back_pos更新为1，而end_pos更新为2。

写入一个元素b，同时incomplete为false，意味着写入完成，此时需要修改flush指针指向队列尾，即新的back_pos位置2。

4、flush()

刷新数据操作，该操作中将更新_w以及_c指针。

更新_w指针的操作，由于只有写线程来完成，因此不需要加锁，_w指针用于与_f指针进行对比，快速知道是否有数据需要刷新，以唤醒读线程来继续读数据。

而_c指针，则是读写线程都可以操作，因此需要使用原子的CAS操作来修改，它的可能值有以下几种：

NULL：读线程设置，此时意味着已经没有数据可读，读线程在休眠。

非零：写线程设置，这里又区分两种情况：

旧值为_w的情况下，cas(_w,_f)操作修改为_f，意味着如果原先的值为_w，则原子性的修改为_f，表示有更多已被刷新的数据可读。

在旧值为NULL的情况下，此时读线程休眠，因此可以安全的设置为当前_f指针的位置。

inline bool flush ()

{

// If there are no un-flushed items, do nothing.

// _w等于_f，意味着没有需要刷新的元素了，直接返回

if (_w == _f)

return true;

// Try to set 'c' to 'f'.

// 如果c原来是_w，切换为_f，同时返回旧的值

// 如果返回值不是_w，意味着旧的值不是_w

if (_c.cas (_w, _f) != _w) {

// Compare-and-swap was unseccessful because 'c' is NULL.

// This means that the reader is asleep. Therefore we don't

// care about thread-safeness and update c in non-atomic

// manner. We'll return false to let the caller know

// that reader is sleeping.

// cas操作返回不是_w，意味着_c指针为NULL

// 这种情况下读线程在休眠，因此需要修改_w指针为_f并且返回false唤醒读线程

_c.set (_f);

_w = _f;

return false;

}

// Reader is alive. Nothing special to do now. Just move

// the 'first un-flushed item' pointer to 'f'.

// 到了这里意味着读线程没有在休眠，直接修改_w指针为_f

_w = _f;

return true;

}

5、read(&ret)

第一次读操作，read函数返回true表示读到了数据，ret中保存的是’a’返回。

读操作首先进入check_read函数中检查是否有数据可读，做以下的判断：

&_queue.front () != _r && _r：如果队列头不等于_r，而且_r不为NULL，意味着有预读的数据，这种情况下直接返回。

如果上面的条件不满足，意味着没有预读的数据。此时根据_c指针来判断是否有数据可读。使用原子的CAS操作，在_c为队列头的情况下重置为NULL，同时将_c的旧值返回到_r指针中，如果_r为队列头或者为NULL，则返回false表示没有数据可读。

否则，返回true意味着有数据可读。

而在check_read函数返回true表示有数据可读的情况下，read函数将pop出队列的头部数据，这个操作将begin_pos递增一位。

// 返回是否有数据可以读

inline bool check_read ()

{

// Was the value prefetched already? If so, return.

// 队列首元素位置不等于_r并且_r不为NULL，说明有元素可读

if (&_queue.front () != _r && _r)

return true;

// There's no prefetched value, so let us prefetch more values.

// Prefetching is to simply retrieve the

// pointer from c in atomic fashion. If there are no

// items to prefetch, set c to NULL (using compare-and-swap).

// 返回_c的旧值到_r中，同时如果_c为队列头，则设置为NULL

_r = _c.cas (&_queue.front (), NULL);

// If there are no elements prefetched, exit.

// During pipe's lifetime r should never be NULL, however,

// it can happen during pipe shutdown when items

// are being deallocated.

// 如果_c的旧值为队列头，或者_c的旧值为NULL，则没有数据可读

if (&_queue.front () == _r || !_r)

return false;

// There was at least one value prefetched.

return true;

}

// Reads an item from the pipe. Returns false if there is no value.

// available.

inline bool read (T *value_)

{

// Try to prefetch a value.

if (!check_read ())

return false;

// There was at least one value prefetched.

// Return it to the caller.

*value_ = _queue.front ();

_queue.pop ();

return true;

}

明白了以上的流程，具体解释第一次调用read(&ret)操作：

* 在调用之前，_r指向队列头，由于_c不是指向队列头，所以_r = _c.cas (&_queue.front (), NULL)的操作并没有修改_c的值，只是将_r置为_c，然后check_read函数返回true表示有数据可读。

* 由于check_read函数返回true表示有数据可读，因此read函数中调用pop函数读出队列头数据，同时将begin_pos递增为1。

6、read(&ret)

第二次读操作，read函数返回true表示读到了数据，ret中保存的是’b’返回。

流程如下：

此时_r和_c为back_pos即索引位置2，而队列头为begin_pos索引位置1，因此有数据可读check_read返回true。

由于check_read函数返回true表示有数据可读，因此read函数中调用pop函数读出队列头数据，同时将begin_pos递增为2。

7、read(&ret)

第三次读操作(上图中没有给出)，read函数返回false表示没有数据可读。

流程如下：

此时_r为back_pos即索引位置2，而队列头begin_pos也是2，因此check_read返回false表示没有数据可读。

总结ypipe_t的整体设计：

区分了几个指针，分别有以下不同的功能：

_f：用于存放刷新数据的位置。只有写线程可以更新，在写入的数据未完成的情况下不会更新该指针。

_w：用于存放写入数据的位置。只有写线程可以更新，只有在写入完成之后调用flush函数才会将该指针更新到_f。

_r：用于存放读取数据的位置。只有读线程可以更新，如果_r不是队列头，则表示一直有数据可读；否则需要根据_c的值判断是否有数据可读。

_c：指向最后一个被刷新数据的位置，读写线程都可以修改，如果为NULL表示没有数据可读。

mailbox_t

有了以上的介绍，实际理解起来mailbox_t的实现就比较简单了。但是前面分析ypipe_t的时候提到过，这个无锁队列的实现是单写单读的，而正常情况下，会有多个不同的线程同时往一个actor发消息，即需要的是多写多读的模式，来看mailbox_t中send函数的实现：

void zmq::mailbox_t::send (const command_t &cmd_)

{

// 这里需要加锁，因为是多写一读的邮箱

_sync.lock ();

_cpipe.write (cmd_, false);

const bool ok = _cpipe.flush ();

_sync.unlock ();

if (!ok) // flush操作返回false意味着读线程在休眠，signal发送信号唤醒读线程

_signaler.send ();

}

可以从代码中看到，虽然ypipe_t的实现了一个单写单读的无锁队列，但是由于没有解决多写多读问题，还是需要在写入数据的时候加锁。

因此，zeromq号称的无锁消息队列设计，其实准确的说只是针对读写线程无锁，对于多个写线程而言还是有锁的。

另外，由于在没有元素可读的情况下，读线程会休眠，因此需要一个唤醒读线程的机制，这里采用了signaler_t类型的成员变量_signaler，内部实现实际上一个pipe，向这个pipe写入一个字符用于唤醒读线程。