解码 xsync 的 map 实现

解码 xsync 的 map 实现

最近在寻找 Go 的并发 map 库的时候，翻到一个 github 宝藏库，xsync (https://github.com/puzpuzpuz/xsync) 。这个库提供了一些支持并发的数据结构，计数器Counter，哈希 Map，队列Queue。我着重看了下它的 Map 的实现，遇到一个新的知识点：Cache-Line Hash Table (CLHT) 。问了半天 GPT，大致了解了其中的内容，这里总结下。

利用 Cache-Line 实现无锁编程

CacheLine 是 CPU 一次性读取内存的最小单元。它在不同的硬件设备上有不同的大小。在x86-64的机器上是 64 字节。就代表着 CPU 一次性能从内存中获取64 字节的大小。CPU处理器在处理一个变量数据的时候，会依次从寄存器，CPU 缓存，内存，磁盘中进行获取，当然他们的处理速度也是依次递减。

当计算机中多个 CPU 核读写同一个数据结构的时候，他们每次都会读取CacheLine 结构的数据进入自己的 CPU 缓存中。这里不同的数据结构设计，就会有不同的性能。

假设有一个大的数据结构 Object，a1 核负责读Object 的 field1 字段，而 a2 核负责写 Object 的 field2 字段，而 field1 和 field2 都在同一个 Cache Line 中，这就意味着 a1 和 a2 在并行计算的时候，都会把包含有 field1 和 field2 字段的 Cache line 读取到自己的 CPU 缓存中。那么问题来了，当 a2 核变更 field2 字段的时候，就要想办法通知a1 核，更新 CPU 缓存，否则a1 核计算可能是有问题的。a2核变更通知 a1 核更新 CPU 缓存，这种交互机制叫做 MESI。

当然这种交互机制是非常低效的。我们应该想办法尽量避免!

其中一种避免的方法之一就是使用锁，在修改数据的时候上锁，读取数据的时候读锁。但这种方式并不高效。我们在想，是否有一种无锁的编程方式呢？

控制 Object 结构的设计是个好办法，我们设计结构将其中的 field1 字段放在一个 CacheLine 中，另外一个 field2 在第二个 CacheLine 中，那么如果我们使用 a1 线程读 field1，a2 线程写 field2，那么我们就能做到无锁读写。

这就是利用 Cache-line 实现的无锁编程。

基于 CacheLine 的哈希表

节点设计

现在回到 hash 表，我们使用 hash 表的时候最头疼的就是 hash 表是非并发安全的，一般我们使用 hash 表的时候，都会带一个全局锁，我们读写hash 表的时候会读或者写一下这个全局锁。

但是这明显效率就比较低了。

要想效率高，Cache-Line Hash Table (CLHT) 就提出了使用 CacheLine 的逻辑来优化 hash 表。一个 hash 表一般就是一个 hash 函数+节点链表，我们如果让每个节点都保持一个 CacheLine 的大小（64 byte）。那么每次 cpu 读写的时候，就只会读取一个完整的节点进入到 cpu 缓存中，这样不是就能无锁使用 hash 表了吗？

是的，这种方案确实可行，但是最重要的就是设计这个 由多个hash节点组成的 hash 表结构。

我们先需要回答：一个 CacheLine（64 bytes = 64 * 8 bit = 512 bit） 能保存多少个hash key-value 对呢？

解：

一个指针是 uint64 类型，hash 的每个 key-value 对中 key 和 value 都是指针，key 指向一个 string，value 指向一个 interface{}, 即任何的数据结构， 那么一个 key-value 对占2*64bit = 128bit。

由于 hash 表中相同 hash的节点是通过指针链链接起来的，所以至少节点中要保存一个指向 next 节点的指针，uint64 = 64bit。

所以一个 cacheline 最多可以有3 个key-value 对 + 1 个 next 指针 = 128 * 3 + 64 = 448 bit。

解答完毕。

但是如此设计，cacheline 的空间还有盈余，还多了一个 512 - 448 = 64 bit 的大小，我们利用这个空间设计了一个 topHashMutex 结构（uint64），具体它是做什么用的，后面详聊。

我们的 bucke 节点在代码中如上设计，实现如下：

type bucket struct {
	next   unsafe.Pointer // *bucketPadded
	keys   [3]unsafe.Pointer
	values [3]unsafe.Pointer
	
	...
	topHashMutex uint64
}

而我们的 hash 表结构就有如下展示：

不同场景分析

这样根据 cacheline 设计 hash 表，是否能实现真正的无锁化呢？我们需要分析不同场景：

1 两个 cpu 核，读取两个不同的 bucket 节点

这是我们最希望见到的情况，由于我们事先设计了每个 bucket 节点正好是一个 hash 大小。

所以两个 cpu 读取自己的cpu 缓存即可，里面的节点互相不干扰，这个时候效率非常高。

2 两个cpu核，读取相同的 bucket 节点

这个 bucket 节点会从内存中被复制两份到两个 cpu 缓存中，但是这种场景，由于没有任何更新操作，我们也用不到任何锁。

3 两个 cpu 核，对相同 bucket 节点，一个在读取，另一个在更新

这种情况，我们要保证的是读取的操作一定是原子的，我们可以读取更新前的值，也可以读取更新后的值，但是不能读取一个中间无效的值。

所以读取的 cpu 核在读取自己 cpu 缓存内容的时候，必须小心 cpu 缓存被修改，而导致了无效值。那么我们能怎么做呢？

指针快照的方法（snapshot）

首先，我们先从 bucket 节点中找到目标 key-value 对（这里如何快速找到后面会说），我们先读取一次key1 和 value1 ，但是注意，由于之前设计，我们bucket 里面存储的是key1 指针，value1 指针，所以我们实际读取的是指针。这个时候并不直接使用这个指针指向的内容，而是相当于我们为 key1 和 value1 做了一个快照。

这里要注意的是，读取 key1 和 value1 的指针快照是2 个原子操作。但是这两个原子操作，由于另外一个核在更新这个 key-value 对，就是在通过 MESI 机制同步修改我们的 cpu 缓存，我们是有可能读取到一个无效指针 value1 的（我们是否不会读到无效指针 key1，因为更新操作不会修改 key1 的指针）。

那么我们如何确定 value1 是可用的呢？办法就是我们再取一次cpu 缓存中的 key1 和 value1 指针，判断他们是否有变化。

如果快照 key1和快照 value1 等于第二次查询的 key1 和 key2，那么就证明快照的 key1 和 value1 是可用的，不是正被修改中的内存。

如果快照 key1和快照 value1 不等于第二次查询的 key1 和 key2，那么就证明快照的 key1 和 value1 是不可用的，当前正在有其他cpu 在修改我的 cpu 缓存，这时候要做的就是重新进行快照过程。

这就是 atomic snapshot 的方法。

代码实现如下：

func (m *Map) Load(key string) (value interface{}, ok bool) {
	...
	for {
		...
		atomic_snapshot:
			// Start atomic snapshot.
			vp := atomic.LoadPointer(&b.values[i])
			kp := atomic.LoadPointer(&b.keys[i])
			if kp != nil && vp != nil {
				if key == derefKey(kp) {
					if uintptr(vp) == uintptr(atomic.LoadPointer(&b.values[i])) {
						// Atomic snapshot succeeded.
						return derefValue(vp), true
					}
					// Concurrent update/remove. Go for another spin.
					goto atomic_snapshot
				}
			}
		}
		
		bptr := atomic.LoadPointer(&b.next)
		if bptr == nil {
			return
		}
		b = (*bucketPadded)(bptr)
	}
}

引申一下，这个更新操作，实际换成删除操作也是生效的，因为删除操作相当于试一次特殊的更新（将 value1 的指针替换为 nil）。

4 两个CPU核，对相同的 bucket 节点，两个都在写

在这种场景下，我们需要保证只有一个 cpu 核在写，另外一个需要等待，我们不得不使用锁了，但是这个锁是非常小的，它只保证锁住 cacheline 就行了。

锁放在哪里呢？前面设计的 uint64 topHashMutex , 我们只需要使用1bit 的大小（最后一个 bit），标记 0/1就行了，0 代表没有锁，1 代表锁。

更新操作的时候，我们需要用 atomic.CompareAndSwapUint64 来抢到这个 topHashMutex 的最后一个 bit 的锁。

如果抢到的话，当前 cpu 核就可以心安理得的处理自己的 cpu 缓存区的内容，并且通知其他的 cpu 缓存区内容进行更新。

如果没有抢到的话，当前 cpu 核使用自旋锁，进入锁等待阶段，runtime.Gosched()， 让渡这个 goroutine 的执行权。等着go 调度机制再次调度到到这个goroutine，再次抢锁。

加锁代码逻辑如下：

func lockBucket(mu *uint64) {
	for {
		var v uint64
		for {
			v = atomic.LoadUint64(mu)
			if v&1 != 1 {
				break
			}
			runtime.Gosched()
		}
		if atomic.CompareAndSwapUint64(mu, v, v|1) {
			return
		}
		runtime.Gosched()
	}
}

同样引申一下，这个情景也适用于两个 CPU的删除操作，或者更新删除操作并行的情况。cacheline 小锁的机制，保证了同一时间只有一个 cpu 核能对这个节点进行操作。

如何加速节点中 key-value 对的查找

好了，以上四种情况基本把并发读写同一个 map 节点的情景都列出来了。

但是还差一点，bucket 中的 topHashMutex 结构还有 63bit 的剩余空间，我们是否可以利用它来加速key-value 对的查找？答案是可以的，我们可以通过建立索引机制来加速。

我们将这个 63bit 分为 3 x 20 + 3 。前面的 3 个 20 是3 个 key-value 对的 key 值的索引。至于索引方式嘛，我们可以简单将 key 的 hash 值的前 20 位作为索引。这样我们在查找一个 key 的时候，先判断下其 hash 值的前 20 位在不在这个索引中，就能大概率判断出是否在这个 bucket 节点中了。

但是建立索引还是不够，前面说过了，删除某个 key-value，我们是直接将 value 的指针置为 nil，那么这个时候，它的 key 还存在，我们需要标记位来标记这个 key 是否能用。

topHashMutex 后面的 3 个 bit 就启动用处了， 0/1表示3 个 key-value 是否可用。

topHashMutex 的结构如下：

我们再举例说明：

假设我有一个 key 为 "foo", value 为 struct Bar。存储时，我们算好要存入 bucket 的第二个 key-value 位置。

"foo" 的 hash 值为 uint64: 1721009463561，转为二进制：1100010000110110110110110110110111101001001，取前 20 位，11000100001101101101。

我们把 topHashMutex 的第二个 20bit 设置为11000100001101101101。再把 topHashMutex 的第 62（3 x 20 + 2）设置为 1.表示可用。

在查询操作，我们在拿着 key = "foo" 来查找 value 的时候，先去判断 key 的 hash是否在前 60bit 中，然后再确认下对应的 bitmap 是否是可用的，我们就能判断目标 key 大概率是在这个 bucket 的第二个位置，我们这时候再走快照逻辑，判断快照的 key 的值是否是 “foo”，并且快照原子获取其value 值。

结论

这就是这个开源 go 的 xsync 库中的 Map 结构的核心原理了。确实是非常巧妙的设计思路。核心思想就是利用cpu 一次读取 cacheline 大小的内容进 cpu 缓存区，就设计一个符合这个特性的 hash 表，尽量保证每个 cpu 的读取互不干扰，对于可能出现的并发干扰的情况，使用快照机制能保证读取的原子性，这样能有效避免全局锁的使用，提高性能。

至于可以看这个 benchmark 测评，https://github.com/puzpuzpuz/xsync/blob/main/BENCHMARKS.md 比较了xsync 的 map 和标准库 sync.Map。基本上真是秒杀，特别是在读写混杂的情况下，xsync 能比 sync.Map 节省2/3 的时间消耗。

参考

cacheline 对 Go 程序的影响

CPU高速缓存与极性代码设计