rculinux
1. 如何1分钟内对 linux 性能快速分析（113资讯网）
当你在IDC主机商购买一台系统为 Linux 服务器之后，我想大家第一时间就是对主机进行一个性能分析，这里我跟大家分享几个命令，能让大家在一分钟以内对自己的性能有一个大致的鸟解?
uptime
dmesg | tail
vmstat 1
mpstat -P ALL 1
pidstat 1
iostat -xz 1
free -m
sar -n DEV 1
sar -n TCP,ETCP 1
top
这10个命令到底是什么意思，我为大家一一解释一下：
1.uptime
# uptime
03:16:26 up 21:31, 1 user, load average: 10.02, 06.43, 09.02
在上面的例子中，平均负载显示是在不断增加的，1 分钟的值是 10，相比 15 分钟的值 09 来说是增加了。这个数字这么大就意味着有事情发生了.
2. dmesg | tail
# dmesg | tail
[ 14.102501] ISO 9660 Extensions: RRIP_1991A
[ 15.900216] ISO 9660 Extensions: Microsoft Joliet Level 3
[ 15.900234] ISO 9660 Extensions: RRIP_1991A
[ 17.030540] EXT4-fs (vda1): resizing filesystem from 5242619 to 13106939 blocks
[ 17.151434] random: crng init done
[ 17.151436] random: 7 urandom warning(s) missed e to ratelimiting
[ 18.314268] EXT4-fs (vda1): resized filesystem to 13106939
[ 20.394666] new mount options do not match the existing superblock, will be ignored
[ 38.405804] ISO 9660 Extensions: Microsoft Joliet Level 3
[ 38.407599] ISO 9660 Extensions: RRIP_1991A
这里展示的是最近 10 条系统消息日志，如果系统消息没有就不会展示。主要是看由于性能问题导致的错误。
3. vmstat 1
# vmstat 1
procs -----------memory---------- ---swap-- -----io---- -system-- ------cpu-----
r b swpd free buff cache si so bi bo in cs us sy id wa st
1 0 0 324644 141184 1270628 0 0 10 40 207 431 1 1 99 0 0
0 0 0 324388 141184 1270628 0 0 0 0 130 280 1 1 98 0 0
0 0 0 324388 141184 1270628 0 0 0 0 89 169 0 0 100 0 0
0 0 0 324420 141184 1270628 0 0 0 0 118 225 1 0 99 0 0
0 0 0 324420 141184 1270628 0 0 0 32 125 254 0 0 99 1 0
1 1 0 324420 141184 1270628 0 0 0 68 96 171 0 0 96 4 0
0 0 0 324452 141184 1270628 0 0 0 184 127 166 0 1 96 3 0
^C
r: CPU 上的等待运行的可运行进程数。这个指标提供了判断 CPU 饱和度的数据，因为它不包含 I/O 等待的进程。可解释为：“r” 的值比 CPU 数大的时候就是饱和的。
free：空闲内存，单位是 k。如果这个数比较大，就说明你还有充足的空闲内存。“free -m” 和下面第 7 个命令，可以更详细的分析空闲内存的状态。
si，so：交换进来和交换出去的数据量，如果这两个值为非 0 值，那么就说明没有内存了。
us，sy，id，wa，st：这些是 CPU 时间的分解，是所有 CPU 的平均值。它们是用户时间，系统时间（内核），空闲，等待 I/O 时间，和被偷的时间（这里主要指其它的客户，或者使用 Xen，这些客户有自己独立的操作域）。
4. mpstat -P ALL 1
# mpstat -P ALL 1
Linux 4.15.0-88-generic (VM-0-17-ubuntu) 06/15/2020 _x86_64_ (1 CPU)
03:33:26 AM CPU %usr %nice %sys %iowait %irq %soft %steal %guest %gnice %idle
03:33:27 AM all 0.00 0.00 0.00 1.00 0.00 0.00 0.00 0.00 0.00 99.00
03:33:27 AM 0 0.00 0.00 0.00 1.00 0.00 0.00 0.00 0.00 0.00 99.00
这个命令打印各个 CPU 的时间统计，可以看出整体 CPU 的使用是不是均衡的。由于我使用的是1H2G主机看不出区别！
5. pidstat 1
# pidstat 1
Linux 4.15.0-88-generic (VM-0-17-ubuntu) 06/15/2020 _x86_64_ (1 CPU)
03:34:47 AM UID PID %usr %system %guest %wait %CPU CPU Command
03:34:48 AM 0 1120 1.00 0.00 0.00 0.00 1.00 0 sshd
pidstat 命令为每个 CPU 统计信息功能。由于我使用的是1H2G主机看不出区别！
6. iostat -xz 1
# iostat -xz 1
Linux 4.15.0-88-generic (VM-0-17-ubuntu) 06/15/2020 _x86_64_ (1 CPU)
avg-cpu: %user %nice %system %iowait %steal %idle
0.67 0.01 0.52 0.29 0.00 98.52
Device r/s w/s rkB/s wkB/s rrqm/s wrqm/s %rrqm %wrqm r_await w_await aqu-sz rareq-sz wareq-sz svctm %util
loop0 0.00 0.00 0.00 0.00 0.00 0.00 0.00 0.00 0.22 0.00 0.00 9.64 0.00 0.00 0.00
scd0 0.02 0.00 0.48 0.00 0.00 0.00 0.00 0.00 0.21 0.00 0.00 27.72 0.00 0.19 0.00
vda 0.64 4.07 9.15 40.59 0.00 1.99 0.00 32.85 3.58 2.31 0.01 14.31 9.96 0.24 0.11
avg-cpu: %user %nice %system %iowait %steal %idle
0.00 0.00 0.00 0.00 0.00 100.00
Device r/s w/s rkB/s wkB/s rrqm/s wrqm/s %rrqm %wrqm r_await w_await aqu-sz rareq-sz wareq-sz svctm %util
r/s, w/s, rkB/s, wkB/s：这些表示设备上每秒钟的读写次数和读写的字节数（单位是k字节）。这些可以看出设备的负载情况。性能问题可能就是简单的因为大量的文件加载请求。
await：I/O 等待的平均时间（单位是毫秒）。这是应用程序所等待的时间，包含了等待队列中的时间和被调度服务的时间。过大的平均等待时间就预示着设备超负荷了或者说设备有问题了。
avgqu-sz：设备上请求的平均数。数值大于 1 可能表示设备饱和了（虽然设备通常都是可以支持并行请求的，特别是在背后挂了多个磁盘的虚拟设备）。
%util：设备利用率。是使用率的百分数，展示每秒钟设备工作的时间。这个数值大于 60% 则会导致性能很低（可以在 await 中看），当然这也取决于设备特点。这个数值接近 100% 则表示设备饱和了。
7. free -m/h
ubuntu@VM-0-17-ubuntu:~# free -m
total used free shared buff/cache available
Mem: 1833 137 313 5 1381 1506
Swap: 0 0 0
ubuntu@VM-0-17-ubuntu:~$ free -h
total used free shared buff/cache available
Mem: 1.8G 139M 311M 5.8M 1.3G 1.5G
Swap: 0B 0B 0B
这个命令我相信大家都熟悉，buffers：用于块设备 I/O 缓冲的缓存，cached：用于文件系统的页缓存。
8. sar -n DEV 1
ubuntu@VM-0-17-ubuntu:~# sar -n DEV 1
Linux 4.15.0-88-generic (VM-0-17-ubuntu) 06/15/2020 _x86_64_ (1 CPU)
03:43:35 AM IFACE rxpck/s txpck/s rxkB/s txkB/s rxcmp/s txcmp/s rxmcst/s %ifutil
03:43:36 AM eth0 11.00 10.00 0.79 1.06 0.00 0.00 0.00 0.00
03:43:36 AM lo 0.00 0.00 0.00 0.00 0.00 0.00 0.00 0.00
使用这个工具是可以检测网络接口的吞吐：rxkB/s 和 txkB/s，作为收发数据负载的度量，也是检测是否达到收发极限。在上面这个例子中，eth0 接收数据达到 0.79 kb 字节/秒，发送数据达到1.06 字节/秒。
9. sar -n TCP,ETCP 1
ubuntu@VM-0-17-ubuntu:~# sar -n TCP,ETCP 1
Linux 4.15.0-88-generic (VM-0-17-ubuntu) 06/15/2020 _x86_64_ (1 CPU)
03:49:56 AM active/s passive/s iseg/s oseg/s
03:49:57 AM 0.00 0.00 5.05 3.03
03:49:56 AM atmptf/s estres/s retrans/s isegerr/s orsts/s
03:49:57 AM 0.00 0.00 0.00 0.00 0.00
这是对 TCP 关键指标的统计，它包含了以下内容：
active/s：每秒本地发起的 TCP 连接数（例如通过 connect() 发起的连接）。
passive/s：每秒远程发起的连接数（例如通过 accept() 接受的连接）。
retrans/s：每秒TCP重传数。
10. top
ubuntu@VM-0-17-ubuntu:~# top
top - 03:53:20 up 1 day, 1:41, 1 user, load average: 0.01, 0.04, 0.00
Tasks: 89 total, 1 running, 52 sleeping, 0 stopped, 0 zombie
%Cpu(s): 0.3 us, 0.3 sy, 0.0 ni, 99.3 id, 0.0 wa, 0.0 hi, 0.0 si, 0.0 st
KiB Mem : 1877076 total, 317436 free, 143420 used, 1416220 buff/cache
KiB Swap: 0 total, 0 free, 0 used. 1540856 avail Mem
PID USER PR NI VIRT RES SHR S %CPU %MEM TIME+ COMMAND
3730 root 20 0 105688 6812 5840 S 0.3 0.4 0:00.01 sshd
7546 root 20 0 644608 14924 6776 S 0.3 0.8 2:48.99 YDService
1 root 20 0 159892 9260 6796 S 0.0 0.5 0:06.45 systemd
2 root 20 0 0 0 0 S 0.0 0.0 0:00.00 kthreadd
4 root 0 -20 0 0 0 I 0.0 0.0 0:00.00 kworker/0:0H
6 root 0 -20 0 0 0 I 0.0 0.0 0:00.00 mm_percpu_wq
7 root 20 0 0 0 0 S 0.0 0.0 0:04.29 ksoftirqd/0
8 root 20 0 0 0 0 I 0.0 0.0 0:08.85 rcu_sched
9 root 20 0 0 0 0 I 0.0 0.0 0:00.00 rcu_bh
10 root rt 0 0 0 0 S 0.0 0.0 0:00.00 migration/0
11 root rt 0 0 0 0 S 0.0 0.0 0:00.16 watchdog/0
12 root 20 0 0 0 0 S 0.0 0.0 0:00.00 cpuhp/0
13 root 20 0 0 0 0 S 0.0 0.0 0:00.00 kdevtmpfs
top 命令包含了很多我们前面提到的指标。这个命令可以很容易看出指标的变化表示负载的变化，这个看起来和前面的命令有很大不同。
top 的一个缺陷也比较明显，很难看出变化趋势，其它像 vmstat 和 pidstat 这样的工具就会很清晰，它们是以滚动的方式输出统计信息。所以如果你在看到有问题的信息时没有及时的暂停下来（Ctrl-S 是暂停, Ctrl-Q 是继续），那么这些有用的信息就会被清屏。
文章原文： https://www.113p.cn/129.html （来都来了，就去我博客看下！！）
2. linux rcu锁问题怎么查
众所周知，为了保护共享数空运据,需要一些同步机制,如自旋锁(spinlock)，读写锁(rwlock)，它们使用起来非常简单,而且是一种很有效的同步机制，在UNIX系统和Linux系统中得到了广泛的使用。但是随着计算机硬件的快速发展，获得这种锁的开销相对于CPU的速度在成倍地增加，原因很简单，CPU的速度与访问内存的速度差距越来越大，而这种锁使用了原子操作指令，它需要原子地访问内存，也就说获得锁的开销与访存速度相关，另外在大部分非x86架构上获取锁使用了内存栅(Memory Barrier)，这会导致处理器流水线停滞或刷新，因此它的开销相对于CPU速度而言就越来越大。
在操作系统中，数据一致性访问是一个非常重要的部分，通常我们可以采用锁机制实现数据的一致性访问。例如，semaphore、spinlock机制，在访问共享数据时，首先访问锁资源，在获取锁资源的前提下才能实现数据的访问。这种原理很简单，根本的思想就是在访问临界资源时，首先访问一个全局的变量（锁），通过全局变量的状态来控制线程对临界资源的访问。但是，这种思想是需要硬件支持的，硬件需要配合实现全局变量（锁）的读-修改-写，现代CPU都会提供这样的原子化指令。采用锁机制实现数据访问的一致性存在如下两个问题：
1、 效率问题。锁机制的实现需要对内存的原子化访问，这种访问操作会破坏流水线操作，降低了流水线效率。这是影响性能的一个因素。另外，在采用读写锁机制的情况下，写锁是排他锁，无法实现写锁与读锁的并发操作，在某些应用下回降低性能。
2、 扩展性问题。当系统中CPU数量增多的时候，采用锁机制实现数据的同步访问效率偏低。并且随着CPU数量的增多，效率降低，由此可见锁机制实现的数据一致性访问扩展性差。
为了解决上述问题，Linux中引进了RCU机制。该机制在多CPU的平台上比较适用，对于读多写少的应用尤其适游闷用。RCU的思路实际上很简单，下面对其进行描述：
1、 对于读操作，可以直接对共享资源进行访问，但是前提是需要CPU支持访存操作的原子化，现代CPU对这一点都做了保证。但是RCU的读操作上下文是不可抢占的（这一点在下面解释），所以读访问共享资源时可以采用read_rcu_lock()，该函数的工作是停止抢占。
2、 对于写操作，其需要将原来的老数据作一次备份（），然后对备份数据进行修改，修改完毕之后再用新数据更新老数据，更新老数据时采用了rcu_assign_pointer（）宏，在该函数中首先屏障一下memory，然后修改老数据。这个操作完成之后，需要进行老数据资源的回收。操作线程向系统注册回收方法，等待回收。采用数据备份的方法可以实现读者与写者之间的并发操作，但是不能解决多个写着之间的同步，所以当存在多个写者时，需要通过锁机制对其进行互斥，也就是在同一时刻只能存在一个写者。
3、 在RCU机制中存在一个垃圾回收的daemon，当共享资源被update之后，可以采用该daemon实现老数据资源的回收。回收时间点就是在update之前的所有的读者全部退出。由此可见写者在update之后是需要睡眠等待的，需斗磨梁要等待读者完成操作，如果在这个时刻读者被抢占或者睡眠，那么很可能会导致系统死锁。因为此时写者在等待读者，读者被抢占或者睡眠，如果正在运行的线程需要访问读者和写者已经占用的资源，那么死锁的条件就很有可能形成了。
3. 一文搞懂 ， Linux内核—— 同步管理（下）
上面讲的自旋锁，信号量和互斥锁的实现，都是使用了原子操作指令。由于原子操作会 lock，当线程在多个 CPU 上争抢进入临界区的时候，都会操作那个在多个 CPU 之间共享的数据 lock。CPU 0 操作了 lock，为了数据的一致性，CPU 0 的操作会导致其他 CPU 的 L1 中的 lock 变成 invalid，在随后的来自其他 CPU 对 lock 的访问会导致 L1 cache miss（更准确的说是communication cache miss），必须从下一个 level 的 cache 中获取。
这就会使缓存一致性变得很糟，导致性能下降。所以内核提供一种新的同步方式：RCU（读-复制-更新）。
RCU 解决了什么
RCU 是读写锁的高性能版本，它的核心理念是读者访问的同时，写者可以更新访问对象的副本，但写者需要等待所有读者完成访问之后，才能删除老对象。读者没有任何同步开销，而写者的同步开销则取决于使用的写者间同步机制。
RCU 适用于需要频繁的读取数据，而相应修改数据并不多的情景，例如在文件系统中，经常需要查找定位目录，而对目录的修改相对来说并不多，这就是 RCU 发挥作用的最佳场景。
RCU 例子
RCU 常用的接口如下图所示：
为了更好的理解，在剖析 RCU 之前先看一个例子：
#include<linux/kernel.h>#include<linux/mole.h>#include<linux/init.h>#include<linux/slab.h>#include<linux/spinlock.h>#include<linux/rcupdate.h>#include<linux/kthread.h>#include<linux/delay.h>structfoo{inta;structrcu_headrcu;};staticstructfoo*g_ptr;staticintmyrcu_reader_thread1(void*data)//读者线程1{structfoo*p1=NULL;while(1){if(kthread_should_stop())break;msleep(20);rcu_read_lock();mdelay(200);p1=rcu_dereference(g_ptr);if(p1)printk("%s: read a=%d\n",__func__,p1->a);rcu_read_unlock();}return0;}staticintmyrcu_reader_thread2(void*data)//读者线程2{structfoo*p2=NULL;while(1){if(kthread_should_stop())break;msleep(30);rcu_read_lock();mdelay(100);p2=rcu_dereference(g_ptr);if(p2)printk("%s: read a=%d\n",__func__,p2->a);rcu_read_unlock();}return0;}staticvoidmyrcu_del(structrcu_head*rh)//回收处理操作{structfoo*p=container_of(rh,structfoo,rcu);printk("%s: a=%d\n",__func__,p->a);kfree(p);}staticintmyrcu_writer_thread(void*p)//写者线程{structfoo*old;structfoo*new_ptr;intvalue=(unsignedlong)p;while(1){if(kthread_should_stop())break;msleep(250);new_ptr=kmalloc(sizeof(structfoo),GFP_KERNEL);old=g_ptr;*new_ptr=*old;new_ptr->a=value;rcu_assign_pointer(g_ptr,new_ptr);call_rcu(&old->rcu,myrcu_del);printk("%s: write to new %d\n",__func__,value);value++;}return0;}staticstructtask_struct*reader_thread1;staticstructtask_struct*reader_thread2;staticstructtask_struct*writer_thread;staticint__initmy_test_init(void){intvalue=5;printk("figo: my mole init\n");g_ptr=kzalloc(sizeof(structfoo),GFP_KERNEL);reader_thread1=kthread_run(myrcu_reader_thread1,NULL,"rcu_reader1");reader_thread2=kthread_run(myrcu_reader_thread2,NULL,"rcu_reader2");writer_thread=kthread_run(myrcu_writer_thread,(void*)(unsignedlong)value,"rcu_writer");return0;}staticvoid__exitmy_test_exit(void){printk("goodbye\n");kthread_stop(reader_thread1);kthread_stop(reader_thread2);kthread_stop(writer_thread);if(g_ptr)kfree(g_ptr);}MODULE_LICENSE("GPL");mole_init(my_test_init);mole_exit(my_test_exit);
执行结果是：
myrcu_reader_thread2:reada=0myrcu_reader_thread1:reada=0myrcu_reader_thread2:reada=0myrcu_writer_thread:writetonew5myrcu_reader_thread2:reada=5myrcu_reader_thread1:reada=5myrcu_del:a=0
RCU 原理
可以用下面一张图来总结，当写线程 myrcu_writer_thread 写完后，会更新到另外两个读线程 myrcu_reader_thread1 和 myrcu_reader_thread2。读线程像是订阅者，一旦写线程对临界区有更新，写线程就像发布者一样通知到订阅者那里，如下图所示。
写者在拷贝副本修改后进行 update 时，首先把旧的临界资源数据移除（Removal）；然后把旧的数据进行回收（Reclamation）。结合 API 实现就是，首先使用 rcu_assign_pointer 来移除旧的指针指向，指向更新后的临界资源；然后使用 synchronize_rcu 或 call_rcu 来启动 Reclaimer，对旧的临界资源进行回收（其中 synchronize_rcu 表示同步等待回收，call_rcu 表示异步回收）。
为了确保没有读者正在访问要回收的临界资源，Reclaimer 需要等待所有的读者退出临界区，这个等待的时间叫做宽限期（Grace Period）。
Grace Period
中间的黄色部分代表的就是 Grace Period，中文叫做宽限期，从 Removal 到 Reclamation，中间就隔了一个宽限期，只有当宽限期结束后，才会触发回收的工作。宽限期的结束代表着 Reader 都已经退出了临界区，因此回收工作也就是安全的操作了。
宽限期是否结束，与 CPU 的执行状态检测有关，也就是检测静止状态 Quiescent Status。
Quiescent Status
Quiescent Status，用于描述 CPU 的执行状态。当某个 CPU 正在访问 RCU 保护的临界区时，认为是活动的状态，而当它离开了临界区后，则认为它是静止的状态。当所有的 CPU 都至少经历过一次 Quiescent Status 后，宽限期将结束并触发回收工作。
因为 rcu_read_lock 和 rcu_read_unlock 分别是关闭抢占和打开抢占，如下所示：
staticinlinevoid__rcu_read_lock(void){preempt_disable();}
staticinlinevoid__rcu_read_unlock(void){preempt_enable();}
所以发生抢占，就说明不在 rcu_read_lock 和 rcu_read_unlock 之间，即已经完成访问或者还未开始访问。
Linux 同步方式的总结
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4. Linux内核中的RCU机制
Linux内核中的RCU机制
RCU的设计思想比较明确，通过新老指针替换的方式来实现免锁方式的共享保护。但是具体到代码的层面，理解起来多扒岩少还是会有些困难。下面我准备了关于Linux内核中的RCU机制的文章，提供给大家参考!
RCU读取侧进入临界区的标志是调用rcu_read_lock，这个函数的代码是：
static inline void rcu_read_lock(void)
{
__rcu_read_lock();
__acquire(RCU);
rcu_read_acquire();
}
该实现里面貌似有三个函数调用，但实质性的工作由第一个函数__rcu_read_lock()来完成，__rcu_read_lock()通过调用 preempt_disable()关闭内核可抢占性。但是中断是允许的，假设读取者正处于rcu临界区中且刚读取了一个共享数据区的指针p(但是还没有访问p中的数据成员)，发生了一个中断，而该中断处理例程ISR恰好需要修改p所指向的数据区，按照RCU的设计原则，ISR会新分配一个同样大小的数据区new_p，再把老数据区p中的数据拷贝到新数据区，接着是在new_p的基础上做数据修改的工作(因为是在new_p空间中修改，所以不存在对p的并发访问，因此说RCU是一种免锁机制，原因就在这里)，ISR在把数据更新的工作完成后，将new_p赋值给p(p=new_p),最后它会再注册一个回调函数用以在适当的时候释放老指针p。因此，只要对老指针p上的所有引用都结束了，释放p就不会有问题。当中断处理例程做完这些工作返回后，被中断的进程将依然访问到p空间上的数据，芦滑也就是老数据，这样的结果是RCU机制所允许的。RCU规则对读取者与写入者之间因指针切换所造成的短暂的资源视图不一致问题是允许的。
接下来关于RCU一个有趣的问题是：何时才能释放老指针。我见过很多书中对此的'回答是：当系统中所有处理器上都发生了一次进程切换。这种程式化的回答常常让刚接触RCU机制的读者感到一头雾水，为什么非要等所有处理器上都发生一次进程切换才可以调用回调函数释放老指针呢?这其实是RCU的设计规则决定的： 所有对老指针的引用只可能发生在rcu_read_lock与rcu_read_unlock所包括的临界区中，而在这个临界区中不可能发生进程切换，而一旦出了该临界区就不应该再有任何形式的对老指针p的引用。很明显，这个规则要求读取者在临界区中不能发生进程切换，因为一旦有进程切换，释放老指针的回调函数就有可能被调用，从而导致老指针被释放掉，当被切换掉的进程被重新调度运行时它就有可能引用到一个被释放掉的内存空间。
现在我们看到为什么rcu_read_lock只需要关闭内核可抢占性就可以了，因为它使得即便在临界区中发生了中断，当前进程也不可能被切换除去。 内核开发者，确切地说，RCU的设计者所能做的只能到这个程度。接下来就是使用者的责任了，如果在rcu的临界区中调用了一个函数，该函数可能睡眠，那么RCU的设计规则就遭到了破坏，系统将进入一种不稳定的状态。
这再次说明，如果想使用一个东西，一定要搞清楚其内在的机制，象上面刚提到的那个例子，即便现在程序不出现问题，但是系统中留下的隐患如同一个定时炸弹， 随时可能被引爆，尤其是过了很长时间问题才突然爆发出来。绝大多数情形下，找到问题所花费的时间可能要远远大于静下心来仔细搞懂RCU的原理要多得多。
RCU中的读取者相对rwlock的读取者而言，自由度更高。因为RCU的读取者在访问一个共享资源时，不需要考虑写入者的陪此腊感受，这不同于rwlock的写入者，rwlock reader在读取共享资源时需要确保没有写入者在操作该资源。两者之间的差异化源自RCU对共享资源在读取者与写入者之间进行了分离，而rwlock的 读取者和写入者则至始至终只使用共享资源的一份拷贝。这也意味着RCU中的写入者要承担更多的责任，而且对同一共享资源进行更新的多个写入者之间必须引入某种互斥机制，所以RCU属于一种"免锁机制"的说法仅限于读取者与写入者之间。所以我们看到：RCU机制应该用在有大量的读取操作，而更新操作相对较少的情形下。此时RCU可以大大提升系统系能，因为RCU的读取操作相对其他一些有锁机制而言，在锁上的开销几乎没有。
实际使用中，共享的资源常常以链表的形式存在，内核为RCU模式下的链表操作实现了几个接口函数，读取者和使用者应该使用这些内核函数，比如 list_add_tail_rcu, list_add_rcu，hlist_replace_rcu等等，具体的使用可以参考某些内核编程或者设备驱动程序方面的资料。
在释放老指针方面，Linux内核提供两种方法供使用者使用，一个是调用call_rcu,另一个是调用synchronize_rcu。前者是一种异步 方式，call_rcu会将释放老指针的回调函数放入一个结点中，然后将该结点加入到当前正在运行call_rcu的处理器的本地链表中，在时钟中断的 softirq部分(RCU_SOFTIRQ)， rcu软中断处理函数rcu_process_callbacks会检查当前处理器是否经历了一个休眠期(quiescent，此处涉及内核进程调度等方面的内容)，rcu的内核代码实现在确定系统中所有的处理器都经历过了一个休眠期之后(意味着所有处理器上都发生了一次进程切换，因此老指针此时可以被安全释放掉了)，将调用call_rcu提供的回调函数。
synchronize_rcu的实现则利用了等待队列，在它的实现过程中也会向call_rcu那样向当前处理器的本地链表中加入一个结点，与 call_rcu不同之处在于该结点中的回调函数是wakeme_after_rcu，然后synchronize_rcu将在一个等待队列中睡眠，直到系统中所有处理器都发生了一次进程切换，因而wakeme_after_rcu被rcu_process_callbacks所调用以唤醒睡眠的 synchronize_rcu，被唤醒之后，synchronize_rcu知道它现在可以释放老指针了。
所以我们看到，call_rcu返回后其注册的回调函数可能还没被调用，因而也就意味着老指针还未被释放，而synchronize_rcu返回后老指针肯定被释放了。所以，是调用call_rcu还是synchronize_rcu，要视特定需求与当前上下文而定，比如中断处理的上下文肯定不能使用 synchronize_rcu函数了。 ;
5. Linux进程的调度
上回书说到 Linux进程的由来 和 Linux进程的创建 ，其实在同一时刻只能支持有限个进程或线程同时运行(这取决于CPU核数量，基本上一个进程对应一个CPU)，在一个运行的操作系统上可能运行着很多进程，如果运行的进程占据CPU的时间很长，就有可能导致其他进程饿死。为了解决这种问题，操作系统引入了 进程调度器 来进行进程的切换，轮流让各个进程使用CPU资源。
1）rq： 进程的运行队列( runqueue)， 每个CPU对应一个 ，包含自旋锁(spinlock)、进程数量、用于公平调度的CFS信息结构、当前运行的进程描述符等。实际的进程队列用红黑树来维护(通过CFS信息结构来访问)。
2）cfs_rq： cfs调度的进程运行队列信息 ，包含红黑树的根结点、正在运行的进程指针、用于负载均衡的叶子队列等。
3）sched_entity： 把需要调度的东西抽象成调度实体 ，调度实体可以是进程、进程组、用户等。这里包含负载权重值、对应红黑树结点、 虚拟运行时vruntime 等。
4）sched_class：把 调度策略(算法)抽象成调度类 ，包含一组通用的调度操作接口。接口和实现是分离，可以根据调度接口去实现不同的调度算法，使一个Linux调度程序可以有多个不同的调度策略。
1） 关闭内核抢占 ，初始化部分变量。获取当前CPU的ID号，并赋值给局部变量CPU， 使rq指向CPU对应的运行队列 。 标识当前CPU发生任务切换 ，通知RCU更新状态，如果当前CPU处于rcu_read_lock状态，当前进程将会放入rnp-> blkd_tasks阻塞队列，并呈现在rnp-> gp_tasks链表中。 关闭本地中断 ，获取所要保护的运行队列的自旋锁， 为查找可运行进程做准备 。
2） 检查prev的状态，更新运行队列 。如果不是可运行状态，而且在内核态没被抢占，应该从运行队列中 删除prev进程 。如果是非阻塞挂起信号，而且状态为TASK_INTER-RUPTIBLE，就把该进程的状态设置为TASK_RUNNING，并将它 插入到运行队列 。
3）task_on_rq_queued(prev) 将pre进程插入到运行队列的队尾。
4）pick_next_task 选取将要执行的next进程。
5）context_switch(rq, prev, next)进行 进程上下文切换 。
1) 该进程分配的CPU时间片用完。
2) 该进程主动放弃CPU(例如IO操作)。
3) 某一进程抢占CPU获得执行机会。
Linux并没有使用x86 CPU自带的任务切换机制，需要通过手工的方式实现了切换。
进程创建后在内核的数据结构为task_struct ， 该结构中有掩码属性cpus_allowed，4个核的CPU可以有4位掩码，如果CPU开启超线程，有一个8位掩码，进程可以运行在掩码位设置为1的CPU上。
Linux内核API提供了两个系统调用 ，让用户可以修改和查看当前的掩码：
1) sched_setaffinity()：用来修改位掩码。
2) sched_getaffinity()：用来查看当前的位掩码。
在下次task被唤醒时，select_task_rq_fair根据cpu_allowed里的掩码来确定将其置于哪个CPU的运行队列，一个进程在某一时刻只能存在于一个CPU的运行队列里。
在Nginx中，使用了CPU亲和度来完成某些场景的工作：
worker_processes 4;
worker_cpu_affinity 0001001001001000;
上面这个配置说明了4个工作进程中的每一个和一个CPU核挂钩。如果这个内容写入Nginx的配置文件中，然后Nginx启动或者重新加载配置的时候，若worker_process是4，就会启用4个worker，然后把worker_cpu_affinity后面的4个值当作4个cpu affinity mask，分别调用ngx_setaffinity，然后就把4个worker进程分别绑定到CPU0～3上。
worker_processes 2;
worker_cpu_affinity 01011010;
上面这个配置则说明了两个工作进程中的每一个和2个核挂钩。
6. 面试官：什么是软中断
先来看看什么是中断？在计算机中，中断是系统用来响应硬件设备请求的一种机制，操作系统收到硬件的中断请求，会打断正在执行的进程，然后调用内核中的中断处理程序来响应请求。
这样的解释可能过于学术了，容易云里雾里，我就举个生活中取外卖的例子。
小林中午搬完砖，肚子饿了，点了份白切鸡外卖，这次我带闪了，没有被某团大数据大熟。虽然平台上会显示配送进度，但是我也不能一直傻傻地盯着呀，时间很宝贵，当然得去干别的事情，等外卖到了配送员会通过“电话”通知我，电话响了，我就会停下手中地事情，去拿外卖。
这里的打电话，其实就是对应计算机里的中断，没接到电话的时候，我可以做其他的事情，只有接到了电话，也就是发生中断，我才会停下当前的事情，去进行另一个事情，也就是拿外卖。
从这个例子，我们可以知道，中断是一种异步的事件处理机制，可以提高系统的并发处理能力。
操作系统收到了中断请求，会打断其他进程的运行，所以 中断请求的响应程序，也就是中断处理程序，要尽可能快的执行完，这样可以减少对正常进程运行调度地影响。
而且，中断处理程序在响应中断时，可能还会“临时关闭中断”，这意味着，如果当前中断处理程序没有执行完之前宏败，系统中其他的中断请求都无法被响应，也就说中断有可能会丢失，所以中断处理程序要短且快。
还是回到外卖的例子，小林到了晚上又点起了外卖，这次为了犒劳自己，共点了两份外卖，一份小龙虾和一份奶茶，并且是由不同地配送员来配送，那么问题来了，当第一份外卖送到时，配送员给我打了长长的电话，说了一些杂七杂八的事情，比如给个好评等等，但如果这时另一位配送员也想给我打电话。
很明显，这时第二位配送员因为我在通话中（相当于关闭了中断响应），自然就无法打通我的电话，他可能尝试了几次后就走掉了（相当于丢失了一次中断）。
前面亏樱我们也提到了，中断请求的处理程序应该要短且快，这样才能减少对正常进程运行调度地影响，而且中断处理程序可能会暂时关闭中断，这时如果中断处理程序执行时间过长，可能在还未执行完中断处理程序前，会丢失当前其他设备的中断请求。
那 Linux 系统 为了解决中断处理程序执行过长和中断丢失的问题，将中断过程分成了两个阶段，分别是“上半部和下半部分” 。
前面的外卖例子，由于第一个配送员长时间跟我通话，则导致第二位配送员无法拨通我的电话，其实当我接到第一位配送员的电话，可以告诉配送员说我现在下楼，剩下的事情，等我们见面再说（上半部），然后就可以挂断电话，到楼下后，在拿外卖，以及跟配送员说其他的事情（下半部）。
这样，第一位配送员就不会占用我手机太多时间，当第二位配送员正好过来时，会有很大几率拨通我的电话。
再举一个计算机中的例子，常见的网卡接收网络包的蔽空颤例子。
网卡收到网络包后，会通过 硬件中断 通知内核有新的数据到了，于是内核就会调用对应的中断处理程序来响应该事件，这个事件的处理也是会分成上半部和下半部。
上部分要做到快速处理，所以只要把网卡的数据读到内存中，然后更新一下硬件寄存器的状态，比如把状态更新为表示数据已经读到内存中的状态值。
接着，内核会触发一个 软中断 ，把一些处理比较耗时且复杂的事情，交给“软中断处理程序”去做，也就是中断的下半部，其主要是需要从内存中找到网络数据，再按照网络协议栈，对网络数据进行逐层解析和处理，最后把数据送给应用程序。
所以，中断处理程序的上部分和下半部可以理解为：
还有一个区别，硬中断（上半部）是会打断 CPU 正在执行的任务，然后立即执行中断处理程序，而软中断（下半部）是以内核线程的方式执行，并且每一个 CPU 都对应一个软中断内核线程，名字通常为“ksoftirqd/CPU 编号”，比如 0 号 CPU 对应的软中断内核线程的名字是 ksoftirqd/0
不过，软中断不只是包括硬件设备中断处理程序的下半部，一些内核自定义事件也属于软中断，比如内核调度等、RCU 锁（内核里常用的一种锁）等。
在 Linux 系统里，我们可以通过查看 /proc/softirqs 的 内容来知晓“软中断”的运行情况，以及 /proc/interrupts 的 内容来知晓“硬中断”的运行情况。
接下来，就来简单的解析下 /proc/softirqs 文件的内容，在我服务器上查看到的文件内容如下：
你可以看到，每一个 CPU 都有自己对应的不同类型软中断的 累计运行次数 ，有 3 点需要注意下。
第一点，要注意第一列的内容，它是代表着软中断的类型，在我的系统里，软中断包括了 10 个类型，分别对应不同的工作类型，比如 NET_RX 表示网络接收中断，NET_TX 表示网络发送中断、TIMER 表示定时中断、RCU 表示 RCU 锁中断、SCHED 表示内核调度中断。
第二点，要注意同一种类型的软中断在不同 CPU 的分布情况，正常情况下，同一种中断在不同 CPU 上的累计次数相差不多，比如我的系统里，NET_RX 在 CPU0 、CPU1、CPU2、CPU3 上的中断次数基本是同一个数量级，相差不多。
第三点，这些数值是系统运行以来的累计中断次数，数值的大小没什么参考意义，但是系统的 中断次数的变化速率 才是我们要关注的，我们可以使用 watch -d cat /proc/softirqs 命令查看中断次数的变化速率。
前面提到过，软中断是以内核线程的方式执行的，我们可以用 ps 命令可以查看到，下面这个就是在我的服务器上查到软中断内核线程的结果：
可以发现，内核线程的名字外面都有有中括号，这说明 ps 无法获取它们的命令行参数，所以一般来说，名字在中括号里到，都可以认为是内核线程。
而且，你可以看到有 4 个 ksoftirqd 内核线程，这是因为我这台服务器的 CPU 是 4 核心的，每个 CPU 核心都对应着一个内核线程。
要想知道当前的系统的软中断情况，我们可以使用 top 命令查看，下面是一台服务器上的 top 的数据：
上图中的黄色部分 si，就是 CPU 在软中断上的使用率，而且可以发现，每个 CPU 使用率都不高，两个 CPU 的使用率虽然只有 3% 和 4% 左右，但是都是用在软中断上了。
另外，也可以看到 CPU 使用率最高的进程也是软中断 ksoftirqd，因此可以认为此时系统的开销主要来源于软中断。
如果要知道是哪种软中断类型导致的，我们可以使用 watch -d cat /proc/softirqs 命令查看每个软中断类型的中断次数的变化速率。
一般对于网络 I/O 比较高的 Web 服务器，NET_RX 网络接收中断的变化速率相比其他中断类型快很多。
如果发现 NET_RX 网络接收中断次数的变化速率过快，接下里就可以使用 sar -n DEV 查看网卡的网络包接收速率情况，然后分析是哪个网卡有大量的网络包进来。
接着，在通过 tcpmp 抓包，分析这些包的来源，如果是非法的地址，可以考虑加防火墙，如果是正常流量，则要考虑硬件升级等。
为了避免由于中断处理程序执行时间过长，而影响正常进程的调度，Linux 将中断处理程序分为上半部和下半部：
Linux 中的软中断包括网络收发、定时、调度、RCU 锁等各种类型，可以通过查看 /proc/softirqs 来观察软中断的累计中断次数情况，如果要实时查看中断次数的变化率，可以使用 watch -d cat /proc/softirqs 命令。
每一个 CPU 都有各自的软中断内核线程，我们还可以用 ps 命令来查看内核线程，一般名字在中括号里面到，都认为是内核线程。
如果在 top 命令发现，CPU 在软中断上的使用率比较高，而且 CPU 使用率最高的进程也是软中断 ksoftirqd 的时候，这种一般可以认为系统的开销被软中断占据了。
这时我们就可以分析是哪种软中断类型导致的，一般来说都是因为网络接收软中断导致的，如果是的话，可以用 sar 命令查看是哪个网卡的有大量的网络包接收，再用 tcpmp 抓网络包，做进一步分析该网络包的源头是不是非法地址，如果是就需要考虑防火墙增加规则，如果不是，则考虑硬件升级等。
7. Linux里 rcu_bh进程是做什么的
rcu_bh有静止状态集合。
RCU-bh的静止状态是在开中断状态下，退出软中断。
需要注意的是，rcu的静止状态也是rcu_bh的静止状态。rcu的静止状态通过调用芹笑洞rcu_qsctr_inc()来记录。而rcu_bh的静嫌枯止状态通过调用rcu_bh_qsctr_inc()来记录。这两个函数将它们的状态记录到当前CPU的rcu_data 结构中。更多知识可以参考《Linux就该升举这么学》，里面信息很详细。
8. linux rcu原理
RCU, Read-Copy-Update，是Linux内核中的一种同步机制。RCU常被描述为读写锁的替代品，它的特点是读者并不需要直接与写者进行同步，读者与写者也能并发的执行。
来一张图片来描述下大体的操作吧羡薯：
多个读者可以并发访问临界资源，同时使用rcu_read_lock/rcu_read_unlock来标定临界区；
写者(updater)在更新临界资源的时候，拷贝一份副本作为基础进行修改，当所有读者离开临界区后，把指向旧临界资源的指针指向更新后的副本，并对旧资源进行回收处理；
图中只显兄羡者示一个写者，当存在多个写者的时候，需要在写者之派模间进行互斥处理。
9. 编写程序,建立一个带有节点的单向链表，输入字符串，并按从小到大顺序组织到链表中
int main()
{
Link head; //链表(不带头节点)
int n;
printf("输入链表的长度n: ");
scanf("%d",&n);
printf("连续输入%d个数据(以空格隔开): ",n);
head=CreateLink(n);
printf(" 原本链表的节点是: ");
DispLink(head);
LinkSort(head);
printf(" 从大到小排序之后: ");
DispLink(head);
printf("
");
return 0;
}
链表的具体存储表示为：
① 用一组任意的存储单元来存放线性表的结点（这组存储单元既可以是连续的，也可以是不连续的）
② 链表中结点的逻辑次序和物理次序不一定相同。为了能正确表示结点间的逻辑关系，在存储每个结点值的同时，还必须存储指示其后继结点的地址（或位置）信息（称为指针（pointer）或链(link)）
链式存储是最常用的存储方式之一，它不仅可用来表示线性表，而且可用来表示各种非线性的数据结构。
以上内容参考：网络-单链表