进程上下文切换 – 残酷的性能杀手（上）
对于服务器的优化，很多人都有自己的经验和见解，但就我观察，有两点常常会被人忽视 – 上下文切换 和 Cache Line同步 问题，人们往往都会习惯性地把视线集中在尽力减少内存拷贝，减少IO次数这样的问题上，不可否认它们一样重要，但一个高性能服务器需要更细致地去考察这些问题，这个问题我将分成两篇文章来写：
1）从一些我们常用的用户空间函数，到linux内核代码的跟踪，来看一个上下文切换是如何产生的
2）从实际数据来看它对我们程序的影响
另外，关于Cache Line 的测试大家可移步 http://www.cppthinker.com/cpp/9/cpu_cache/
Context Switch简介 -
上下文切换（以下简称CS）的定义，http://www.linfo.org/context_switch.html 此文中已做了详细的说明，这里我又偷懒不详细解释了：） 只提炼以下几个关键要点：
*） context（这里我觉得叫process context更合适）是指CPU寄存器和程序计数器在任何时间点的内容
*）CS可以描述为kernel执行下面的操作
1. 挂起一个进程，并储存该进程当时在内存中所反映出的状态
2. 从内存中恢复下一个要执行的进程，恢复该进程原来的状态到寄存器，返回到其上次暂停的执行代码然后继续执行
*）CS只能发生在内核态(kernel mode)
*）system call会陷入内核态，是user mode => kernel mode的过程，我们称之为mode switch，但不表明会发生CS（其实mode switch同样也会做很多和CS一样的流程，例如通过寄存器传递user mode 和 kernel mode之间的一些参数）
*）一个硬件中断的产生，也可能导致kernel收到signal后进行CS
什么样的操作可能会引起CS -
首先我们一定是希望减少CS，那什么样的操作会发生CS呢？也许看了上面的介绍你还云里雾里？
首先，linux中一个进程的时间片到期，或是有更高优先级的进程抢占时，是会发生CS的，但这些都是我们应用开发者不可控的。那么我们不妨更多地从应用开发者（user space）的角度来看这个问题，我们的进程可以主动地向内核申请进行CS，而用户空间通常有两种手段能达到这一“目的”：
1）休眠当前进程/线程
2）唤醒其他进程/线程
pthread库中的pthread_cond_wait 和 pthread_cond_signal就是很好的例子（虽然是针对线程，但linux内核并不区分进程和线程，线程只是共享了address space和其他资源罢了），pthread_cond_wait负责将当前线程挂起并进入休眠，直到条件成立的那一刻，而pthread_cond_signal则是唤醒守候条件的线程。我们直接来看它们的代码吧
pthread_cond_wait.c
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int__pthread_cond_wait (cond, mutex) pthread_cond_t *cond; pthread_mutex_t *mutex;{ struct _pthread_cleanup_buffer buffer; struct _condvar_cleanup_buffer cbuffer; int err; int pshared = (cond->__data.__mutex == (void *) ~0l) ? LLL_SHARED : LLL_PRIVATE; /* yunjie: 这里省略了部分代码 */ do { /* yunjie: 这里省略了部分代码 */ /* Wait until woken by signal or broadcast. */ lll_futex_wait (&cond->__data.__futex, futex_val, pshared); /* yunjie: 这里省略了部分代码 */ /* If a broadcast happened, we are done. */ if (cbuffer.bc_seq != cond->__data.__broadcast_seq) goto bc_out; /* Check whether we are eligible for wakeup. */ val = cond->__data.__wakeup_seq; } while (val == seq || cond->__data.__woken_seq == val); /* Another thread woken up. */ ++cond->__data.__woken_seq; bc_out: /* yunjie: 这里省略了部分代码 */ return __pthread_mutex_cond_lock (mutex);} |
代码已经经过精简，但我们仍然直接把目光放到19行，lll_futex_wait，这是一个pthread内部宏，用处是调用系统调用sys_futex（futex是一种user mode和kernel mode混合mutex，这里不展开讲了），这个操作会将当前线程挂起休眠（马上我们将会到内核中一探究竟）
lll_futex_wait宏展开的全貌
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#define lll_futex_wake(futex, nr, private) \ do { \ int __ignore; \ register __typeof (nr) _nr __asm ("edx") = (nr); \ __asm __volatile ("syscall" \ : "=a" (__ignore) \ : "0" (SYS_futex), "D" (futex), \ "S" (__lll_private_flag (FUTEX_WAKE, private)), \ "d" (_nr) \ : "memory", "cc", "r10", "r11", "cx"); \ } while (0) |
可以看到，该宏的行为很简单，就是通过内嵌汇编的方式，快速调用syscall:SYS_futex，所以我们也不用再多费口舌，直接看kernel的实现吧
linux/kernel/futex.c
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SYSCALL_DEFINE6(futex, u32 __user *, uaddr, int, op, u32, val, struct timespec __user *, utime, u32 __user *, uaddr2, u32, val3){ struct timespec ts; ktime_t t, *tp = NULL; u32 val2 = 0; int cmd = op & FUTEX_CMD_MASK; if (utime && (cmd == FUTEX_WAIT || cmd == FUTEX_LOCK_PI || cmd == FUTEX_WAIT_BITSET)) { if (copy_from_user(&ts, utime, sizeof(ts)) != 0) return -EFAULT; if (!timespec_valid(&ts)) return -EINVAL; t = timespec_to_ktime(ts); if (cmd == FUTEX_WAIT) t = ktime_add_safe(ktime_get(), t); tp = &t; } /* * requeue parameter in 'utime' if cmd == FUTEX_REQUEUE. * number of waiters to wake in 'utime' if cmd == FUTEX_WAKE_OP. */ if (cmd == FUTEX_REQUEUE || cmd == FUTEX_CMP_REQUEUE || cmd == FUTEX_WAKE_OP) val2 = (u32) (unsigned long) utime; return do_futex(uaddr, op, val, tp, uaddr2, val2, val3);} |
linux 2.5内核以后都使用这种SYSCALL_DEFINE的方式来实现内核对应的syscall（我这里阅读的是inux-2.6.27.62内核）， 略过一些条件检测和参数拷贝的代码，我们可以看到在函数最后调用了do_futex，由于这里内核会进行多个函数地跳转，我这里就不一一贴代码污染大家了
大致流程： pthread_cond_wait => sys_futex => do_futex => futex_wait （蓝色部分为内核调用流程）
futex_wait中的部分代码
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/* add_wait_queue is the barrier after __set_current_state. */__set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);add_wait_queue(&q.waiters, &wait);/* * !plist_node_empty() is safe here without any lock. * q.lock_ptr != 0 is not safe, because of ordering against wakeup. */if (likely(!plist_node_empty(&q.list))) { if (!abs_time) schedule(); else { hrtimer_init_on_stack(&t.timer, CLOCK_MONOTONIC, HRTIMER_MODE_ABS); hrtimer_init_sleeper(&t, current); t.timer.expires = *abs_time; hrtimer_start(&t.timer, t.timer.expires, HRTIMER_MODE_ABS); if (!hrtimer_active(&t.timer)) t.task = NULL; /* * the timer could have already expired, in which * case current would be flagged for rescheduling. * Don't bother calling schedule. */ if (likely(t.task)) schedule(); hrtimer_cancel(&t.timer); /* Flag if a timeout occured */ rem = (t.task == NULL); destroy_hrtimer_on_stack(&t.timer); } } |
以上是futex_wait的一部分代码，主要逻辑是将当前进程/线程的状态设为TASK_INTERRUPTIBLE（可被信号打断），然后将当前进程/线程加入到内核的wait队列（等待某种条件发生而暂时不会进行抢占的进程序列），之后会调用schedule，这是内核用于调度进程的函数，在其内部还会调用context_switch，在这里就不展开，但有一点可以肯定就是当前进程/线程会休眠，然后内核会调度器他还有时间片的进程/线程来抢占CPU，这样pthread_cond_wait就完成了一次CS
pthread_cond_signal的流程基本和pthread_cond_wait一致，这里都不再贴代码耽误时间
大致流程：pthread_cond_signal => SYS_futex => do_futex => futex_wake => wake_futex => __wake_up => __wake_up_common => try_to_wake_up （蓝色部分为内核调用流程）
try_to_wake_up()会设置一个need_resched标志，该标志标明内核是否需要重新执行一次调度，当syscall返回到user space或是中断返回时，内核会检查它，如果已被设置，内核会在继续执行之前调用调度程序，之后我们万能的schedule函数就会在wait_queue（还记得吗，我们调用pthread_cond_wait的线程还在里面呢）中去拿出进程并挑选一个让其抢占CPU，所以，根据我们跟踪的内核代码，pthread_cond_signal也会发生一次CS
本篇结束 -
会造成CS的函数远远不止这些，例如我们平时遇到mutex竞争，或是我们调用sleep时，都会发生，我们总是忽略了它的存在，但它却默默地扼杀着我们的程序性能（相信我，它比你想象中要更严重），在下一篇中我将以chaos库（我编写的一个开源网络库）中的一个多线程组件为例，给大家演示CS所带来的性能下降
希望对大家有帮助 ：）
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