spinlock剖析与改进

―-by 淘宝子嘉

1, spinlock 介绍

spinlock又称自旋锁,线程通过busy-wait-loop的方式来获取锁,任何时刻时刻只有一个线程能够获得锁,其他线程忙等待直到获得锁。spinlock在多处理器多线程环境的场景中有很广泛的使用,一般要求使用spinlock的临界区尽量简短,这样获取的锁可以尽快释放,以满足其他忙等的线程。Spinlock和mutex不同,spinlock不会导致线程的状态切换(用户态->内核态),但是spinlock使用不当(如临界区执行时间过长)会导致cpu busy飙高。

2, spinlock 与mutex 对比

2.1 ,优缺点比较

spinlock不会使线程状态发生切换,mutex在获取不到锁的时候会选择sleep

mutex获取锁分为两阶段,第一阶段在用户态采用spinlock锁总线的方式获取一次锁,如果成功立即返回;否则进入第二阶段,调用系统的futex锁去sleep,当锁可用后被唤醒,继续竞争锁。

Spinlock优点:没有昂贵的系统调用,一直处于用户态,执行速度快

Spinlock缺点:一直占用cpu,而且在执行过程中还会锁bus总线,锁总线时其他处理器不能使用总线

Mutex优点:不会忙等,得不到锁会sleep

Mutex缺点:sleep时会陷入到内核态,需要昂贵的系统调用

2.2 ,使用准则

Spinlock使用准则:临界区尽量简短,控制在100行代码以内,不要有显式或者隐式的系统调用,调用的函数也尽量简短。例如,不要在临界区中调用read,write,open等会产生系统调用的函数,也不要去sleep;strcpy,memcpy等函数慎用,依赖于数据的大小。

3, spinlock 系统实现

spinlock的实现方式有多种,但是思想都是差不多的,现罗列一下:

3.1 glibc-2.9 中的实现方法:

int pthread_spin_lock (lock) pthread_spinlock_t *lock; { asm (\"\\\\n\" \"1:\\\\t\" LOCK_PREFIX \"decl %0\\\\n\\\\t\" \"jne 2f\\\\n\\\\t\" \".subsection 1\\\\n\\\\t\" \".align 16\\\\n\" \"2:\\\\trep; nop\\\\n\\\\t\" \"cmpl $0, %0\\\\n\\\\t\" \"jg 1b\\\\n\\\\t\" \"jmp 2b\\\\n\\\\t\" \".previous\" : \"=m\" (*lock) : \"m\" (*lock)); return 0; }

执行过程:

1,lock_prefix 即 lock。lock decl %0,锁总线将%0(即lock变量)减一。Lock可以保证接下来一条指令的原子性

2, 如果lock=1,decl的执行结果为lock=0,ZF标志位为1,直接跳到return 0;否则跳到标签2。也许要问,为啥能直接跳到return 0呢?因为subsection和previous之间的代码被编译到别的段中,因此jne之后紧接着的代码就是 return 0 (leaveq;retq)。Rep nop在经过编译器编译之后被编译成 pause。

3, 如果跳到标签2,说明获取锁不成功,循环等待lock重新变成1,如果lock为1跳到标签1重新竞争锁。

该实现采用的是AT&T的汇编语法,更详细的执行流程解释可以参考“五竹”大牛的文档

3.2 ,系统自带 (glibc-2.3.4)spinlock 反汇编代码:

系统环境:

2.6.9-89.ELsmp #1 SMP x86_64 x86_64 x86_64 GNU/Linux

(gdb) disas pthread_spin_lock

Dump of assembler code for function pthread_spin_lock:

//eax寄存器清零,做返回值

0x0000003056a092f0: xor %eax,%eax

//rdi存的是lock锁地址,原子减一

0x0000003056a092f2: lock decl (%rdi)

//杯了个催的,加锁不成功,跳转,开始busy wait

0x0000003056a092f5 : jne 0x3056a09300

//终于夹上了…加锁成功,返回

0x0000003056a092f7: retq

……………………………………….省略若干nop……………………………………….

0x0000003056a092ff: nop

//pause指令降低CPU功耗

0x0000003056a09300: pause

//检查锁是否可用

0x0000003056a09302: cmpl $0×0,(%rdi)

//回跳,重新锁总线获取锁

0x0000003056a09305 : jg 0x3056a092f2

//长夜漫漫,爱上一个不回家的人,继续等~

0x0000003056a09307 : jmp 0x3056a09300

0x0000003056a09309: nop

……………………………………….省略若干nop……………………………………….

End of assembler dump.

Glibc的汇编代码还是很简洁的,没有多余的代码。

4, Pause 指令解释(from intel ):

Description

Improves the performance of spin-wait loops. When executing a “spin-wait loop,” a Pentium 4 or Intel Xeon processor suffers a severe performance penalty when exiting the loop because it detects a possible memory order violation. The PAUSE instruction provides a hint to the processor that the code sequence is a spin-wait loop. The processor uses this hint to avoid the memory order violation in most situations, which greatly improves processor performance. For this reason, it is recommended that a PAUSE instruction be placed in all spin-wait loops.

提升spin-wait-loop的性能,当执行spin-wait循环的时候,笨死和小强处理器会因为在退出循环的时候检测到memory order violation而导致严重的性能损失,pause指令就相当于提示处理器哥目前处于spin-wait中。在绝大多数情况下,处理器根据这个提示来避免violation,藉此大幅提高性能,由于这个原因,我们建议在spin-wait中加上一个pause指令。

名词解释(以下为本人猜想):memory order violation,直译为-内存访问顺序冲突,当处理器在(out of order)乱序执行的流水线上去内存load某个内存地址的值(此处是lock)的时候,发现这个值正在被store,而且store本身就在load之前,对于处理器来说,这就是一个hazard,流水流不起来。

在本文中,具体是指当一个获得锁的工作线程W从临界区退出,在调用unlock释放锁的时候,有若干个等待线程S都在自旋检测锁是否可用,此时W线程会产生一个store指令,若干个S线程会产生很多load指令,在store之后的load指令要等待store在流水线上执行完毕才能执行,由于处理器是乱序执行,在没有store指令之前,处理器对多个没有依赖的load是可以随机乱序执行的,当有了store指令之后,需要reorder重新排序执行,此时会严重影响处理器性能,按照intel的说法,会带来25倍的性能损失。Pause指令的作用就是减少并行load的数量,从而减少reorder时所耗时间。

An additional function of the PAUSE instruction is to reduce the power consumed by a Pentium 4 processor while executing a spin loop. The Pentium 4 processor can execute a spin-wait loop extremely quickly, causing the processor to consume a lot of power while it waits for the resource it is spinning on to become available. Inserting a pause instruction in a spin-wait loop greatly reduces the processor’s power consumption.

Pause指令还有一个附加所用是减少笨死处理器在执行spin loop时的耗电量。当笨死探测锁是否可用时,笨死以飞快的速度执行spin-wait loop,导致消耗大量电量。在spin-wait loop中插入一条pause指令会显著减少处理器耗电量。

This instruction was introduced in the Pentium 4 processors, but is backward compat-ible with all IA-32 processors. In earlier IA-32 processors, the PAUSE instruction operates like a NOP instruction. The Pentium 4 and Intel Xeon processors implement the PAUSE instruction as a pre-defined delay. The delay is finite and can be zero for some processors. This instruction does not change the architectural state of the processor (that is, it performs essentially a delaying no-op operation).

该指令在笨死中被引入,但是向后兼容所有IA-32处理器,在早期的IA-32处理器中,pause指令以nop的方式来运行,笨死和小强以一个预定义delay的方式来实现pause,该延迟是有限的,在某些处理器上可能是0,pause指令并不改变处理器的架构(位?)状态(也就是说,它是一个延迟执行的nop指令)。至于Pause指令的延迟有多大,intel并没有给出具体数值,但是据某篇文章给出的测试结果,大概有38~40个clock左右(官方数字:nop延迟是1个clock),一下子延迟40个clock,intel也够狠的。

This instruction’s operation is the same in non-64-bit modes and 64-bit mode.

该指令在64位与非64位模式下的表现是一致的。

5, spinlock 改进

根据上一小节的分析,pause指令最主要的作用是减低功耗和延迟执行下一条指令。所以我们可以有这样的猜想:如果在spin-wait的过程中,记录下加锁失败的次数,对失败的加锁行为进行惩罚(failure penalty),让等待时间和失败次数成正比,即失败次数越多等待时间越长、执行的pause指令越多。

  • 这样的好处有:
  • A, 在锁竞争很激烈的情况下,通过增加延迟来降低锁总线的次数,当锁总线次数降低时,系统其它程序对内存的竞争减少,提高系统整体吞吐量

    B, 在锁竞争很激烈的情况下,减少计算指令的执行次数,降低功耗,低碳低碳!!!

    C, 当锁竞争不激烈时,还能获得和原来一样的性能

  • 但是带来的问题有:
  • A, 如果竞争锁失败次数越多,pause次数越多的话,会导致有些线程产生starvation

    B, 在某些特殊的场景下,锁竞争很小的时候,failure penalty可能会导致程序执行时间变长,进而导致总的加锁次数不一定减少

  • 解决方案:
  • 当失败次数超过一个阈值的时候,将失败次数清零,使线程以洁白之躯重新参与竞争;对于少数failure penalty导致执行时间延长的情况,可以先忽略。

  • 基于 failure penalty 的改进实现:
  • 为了便于区分,起了很山寨的名字叫newlock,对比对象是sim_spin_lock,sim_spin_lock与pthread_spin_lock算法一致,实现细节基本一致,之所以加入这种对比是为了更加精确地衡量新算法的效果。ecx寄存器记录下本次加锁过程的失败次数

    int newlock(pthread_spinlock_t *lock){ __asm__( //eax清零,记录当前lock次数 \"xor %%eax,%%eax\\\\n\\\\t\" //ecx清零,记录总的lock次数 \"xor %%ecx,%%ecx\\\\n\\\\t\" //记录加锁次数 \"1:incl %%ecx\\\\n\\\\t\" //记录当前加锁次数 \"incl %%eax\\\\n\\\\t\" //锁总线,开始加锁,rdi寄存器存储的是lock变量的地址 \"lock decl(%%rdi)\\\\n\\\\t\" //加锁不成功 \"jne 2f\\\\n\\\\t\" //加锁成功,将锁总线次数作为返回值返回 \"movl %%ecx,%%eax\\\\n\\\\t\" \"leave\\\\n\\\\t\" \"retq\\\\n\\\\t\" \"nop\\\\n\\\\t\" \"nop\\\\n\\\\t\" //pause跳转标签 \"5:pause\\\\n\\\\t\" \"4:pause\\\\n\\\\t\" \"3:pause\\\\n\\\\t\" \"2:pause\\\\n\\\\t\" //探测锁是否可用 \"cmpl $0x0,(%%rdi)\\\\n\\\\t\" //锁可用,重新加锁 \"jg 1b\\\\n\\\\t\" //加锁次数与4取模 \"and $0x3,%%eax\\\\n\\\\t\" //根据结果进行跳转 \"cmpl $0x0,%%eax\\\\n\\\\t\" \"je 2b\\\\n\\\\t\" \"cmpl $0x1,%%eax\\\\n\\\\t\" \"je 3b\\\\n\\\\t\" \"cmpl $0x2,%%eax\\\\n\\\\t\" \"je 4b\\\\n\\\\t\" \"je 5b\\\\n\\\\t\" \"nop\\\\n\\\\t\" \"nop\\\\n\\\\t\" : :\"D\"(lock) :\"%eax\",\"%ecx\",\"%edx\"); }
  • pthread_spin_lock 算法相同的 sim_spin_lock:
  • int sim_spin_lock(pthread_spinlock_t *lock){ __asm__( //eax清零,记录当前lock次数 \"xor %%eax,%%eax\\\\n\\\\t\" //ecx清零,记录总的lock次数 \"xor %%ecx,%%ecx\\\\n\\\\t\" //记录加锁次数 \"1:incl %%ecx\\\\n\\\\t\" //记录当前加锁次数 \"incl %%eax\\\\n\\\\t\" //锁总线,开始加锁,rdi寄存器存储的是lock变量的地址 \"lock decl(%%rdi)\\\\n\\\\t\" //加锁不成功 \"jne 2f\\\\n\\\\t\" //加锁成功,将锁总线次数作为返回值返回 \"movl %%ecx,%%eax\\\\n\\\\t\" \"leave\\\\n\\\\t\" \"retq\\\\n\\\\t\" \"nop\\\\n\\\\t\" \"nop\\\\n\\\\t\" //pause跳转标签 \"2:pause\\\\n\\\\t\" //探测锁是否可用 \"cmpl $0x0,(%%rdi)\\\\n\\\\t\" //锁可用,重新加锁 \"jg 1b\\\\n\\\\t\" \"jmp 2b\\\\n\\\\t\" \"nop\\\\n\\\\t\" \"nop\\\\n\\\\t\" : :\"D\"(lock) :\"%eax\",\"%ecx\",\"%edx\"); }

    6, 性能对比

  • 测试环境:
  • 处理器:8Core Intel(R) Xeon(R) CPU E5410 @ 2.33GHz

    Glibc版本:glibc-2.3.4-2.43

    GCC版本:3.4.6

  • 测试程序:
  • #include #include #include #include #include \"liblock.h\" #define MAX_LOOP 1000000 #define CODE_LEN 10 pthread_spinlock_t mylock; long g_count = 0; int thread_count = 20; int _nlock = 0; int lock_count = 0; int loop_count = 1000000; int code_len = 1; void *func(void *arg){ int j, k, m; for(int i=0; i< loop_count; i++){ if(_nlock == 0){ lock_count += sim_spin_lock(&mylock); //pthread_spin_lock(&mylock); }else{ lock_count += newlock(&mylock); //newlock(&mylock); } g_count++; //下面这几句代码之间有很强的依赖性,流水hazard比较多 //每句代码都要依赖上一句的执行结果,而且都是store操作 //用于模仿实际情况中的临界区代码 for(int i=0; i< code_len; i++){ j = k; m = j; k = m; m = j+1; k = m+2; j = m+k; } pthread_spin_unlock(&mylock); } return NULL; } int get_process_time(struct timeval *ptvStart) { struct timeval tvEnd; gettimeofday(&tvEnd,NULL); return ((tvEnd.tv_sec - ptvStart->tv_sec)*1000+(tvEnd.tv_usec - ptvStart->tv_usec)/1000); } int main(int argc, char *argv[]){ if(argc < 3){ return 0; } int ms_time = 0; struct timeval tvStart; _nlock = atoi(argv[1]); thread_count = atoi(argv[2]); loop_count = atoi(argv[3]); code_len = atoi(argv[4]); pthread_t *tid = (pthread_t*)malloc(sizeof(pthread_t)*thread_count); pthread_spin_init(&mylock, 0); gettimeofday(&tvStart,NULL); for(int i=0; i
  • Benchmark 设置:
  • >输入参数:

    线程数量:1,2,3,5,7,8,10,12,14,16,18,20,25,30,35,40

    每个线程加锁(循环)次数:5000000

    临界区长度:1,1+1*6,1+3*6,1+5*6,1+10*6,1+20*6,1+50*6,1+100*6

    case执行次数:每个case执行10次,尽量减少误差

    > 输出参数:

    执行时间:平均执行时间

    锁总线次数:平均锁总线次数

  • 执行时间对比:
  • 锁总线次数对比:
  • 还有若干图,囿于篇幅和时间,亲们我就不贴了

    7, 实验结果分析

  • 定义:
  • 竞争因子:竞争因子=线程数量/处理器个数。以本文为例,假设有16个线程,处理器为8核,那么竞争因子为2

  • 竞争因子与执行时间的关系:
  • 当竞争因子为1/8,也就是只有一个线程的时候,很明显两种算法的执行时间是一致的,因为此时没有其他线程竞争锁;当竞争因子在1/8~4/8之间的时候,在某些情况下(依赖于临界区长度)新算法性能低于老算法;当竞争因子大于4/8的时候,新算法性能优于老算法。

  • 竞争因子与锁总线次数的关系:
  • 当竞争因子为1/8的时候,新老算法一致(原理同上);当竞争因子在1/8~4/8之间的时候,大部分情况下老算法性能优于新算法;当竞争因子大于4/8的时候,新算法性能优于老算法,由于锁总线次数基数比较大,在图上可能比较难看出来。

  • 拐点:
  • 细心的同学可能会发现有一个拐点:就是当临界区的长度为 1+50*6 的时候,也就是临界区有300行代码的时候,新算法锁总线次数要比老算法多,而且执行时间也长一些,这就牵扯到新算法的一个缺点:在某些情况下,当锁可用,需要去竞争锁的时候,由于线程还在pause中,只有等pause结束才能去竞争,而pause结束时,锁很可能不可用(被其他线程获取),根据新算法,加锁失败线程又要多pause一次,导致整体的锁总线次数和执行时间增加。这个拐点依赖于竞争因子、具体的处理器、具体的临界区代码、pause执行周期。

  • 不足:
  • 由于时间的关系,试验做的不是很足;指令回避那块可以做优化(目前只是简单的cmpl和jmp);到底最大pause次数是多少需要试验来支撑,目前是4次;个人感觉pause的处理器实现粒度还是比较粗的,应该是intel的一个经验值,接下来的试验可以用nop来代替pause,这样得出来的数据应该会更为平滑一些,控制也更为细腻。

  • 总结:
  • 当竞争比较激烈的时候,新算法在绝大部分情况下优于老算法(除了拐点),大概有2-5%的提升;当处理器竞争比较小的时候,尤其是竞争因子为3/8的时候,新算法不如老算法;如果用nop替代pause应该会有更好的表现。

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    建议继续学习:

    1. 大并发下的高性能编程 – 改进的(用户态)自旋锁    (阅读:6205)
    2. 并发编程系列之一:锁的意义    (阅读:4864)
    3. 无锁HashMap的原理与实现    (阅读:4487)
    4. 无锁消息队列    (阅读:4281)
    5. MySQL锁管理(并发锁,行锁,表锁,预加锁,全局锁等等)    (阅读:3752)
    6. DYNAMO平台的独门绝技: 利用NWR模型与vector clock解决锁问题    (阅读:3248)
    7. 并行编程中的“锁”难题    (阅读:3029)
    8. MySQL 中 QueryCache 的锁模型    (阅读:2811)
    9. Linux下互斥量加锁与解锁操作的C代码实现    (阅读:2694)
    10. php中读写文件时锁的使用    (阅读:2491)

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