RCU是一种基于无锁的设计， 对于多个读者来说，几乎可以等效为无锁情况，特别适合于像文件系统目录查询，DNS resolution这样的场景。
使用RCU的场景必须要满足如下两点

• 频繁的读取，很少的写入
• 对资源的数据没有强一致性要求

原理介绍

RCU管理的成员通常是一个内核的list或link-list。主要原理如下

删除

当对RCU的一个list的成员进行删除，这个删除不是立即删除，而是先标记为释放，等所有的读端执行所有读请求之后，再统一进行实际删除操作。 在这里，RCU将一个删除操作开始，到删除操作真的完成中间耗费的实际叫做宽限期(grace period)

插入

当对RCU的一个list的成员进行插入的时候，RCU需要保证任何时候对这个list的读取是完整的，非中间态的。也就是其他的读端，要么是未插入的状态，要么是已插入的状态，绝不能是中间状态

完整性

任何时候对list的操作，无论是删除还是插入，RCU都需要保证任何时候的读端对list的遍历都是正常的，不会出现断链问题。不过同插入一样，rcu不保证一定能够读到新增的元素，或不读到要被删除的元素。

宽限期

顾名思义，只要任务在宽限期做的任何事情，都相当于有免死金牌，中间发生的错误可以忽略。对于RCU而言，具体表达的意思就是在宽限期内的list的成员，读到旧值也是没有问题的。

换个角度，如果等待宽限期过了之后，一切需要按照原本预期发生。
所以在linux中，synchronize_rcu()执行的这段时间就是宽限期。

所以使用RCU的范式如下：

对于读端，引用一个指针,触发rcu read

   rcu_read_lock();
   p = rcu_dereference(gptr);
   if (p) {
      printk(KERN_INFO "Reader: val = %d\n", p->val);
   }
   rcu_read_unlock();   

对于写端

   old = rcu_dereference_protected(gptr, lockdep_is_held(&some_lock)); 
   rcu_assign_pointer(gptr, new);
   if (old) {
        synchronize_rcu();
        kfree(old);
    }

关于rcu使用的实际图示如下

当写线程要将指针 p 从指向 data1 改为指向 data2 时，需考虑读线程可能仍在使用 data1。因此，写线程会先“发布”新数据（即更新指针），然后进入等待期，直到所有读线程都退出当前的 RCU 临界区。

在此期间，不同读线程可能看到不同版本的数据：有的仍看到旧的 data1（记为 p1），有的已看到新的 data2（记为 p2）。只有当所有读线程都完成本次临界区访问后，才能确保它们全部看到 data2，此时 data1 才可安全释放。

删除操作

在linux中，通过list_del_rcu删除了一个元素，那么它整个周期的步骤如下

1. 初始状态

假设想要删除节点5,6,7的位置

2. 伪删除操作

为了满足RCU宽限期的要求，所有的读端可能读到两个版本，一个是删除前的版本，一个是删除后的版本，代码发生在list_del_rcu后 synchronize_rcu 前，如下

3. 宽限期后

到宽限期后，读端只能看到一个版本，这样代码可以安全的删除节点5,6,7的位置，此时代码在 synchronize_rcu 后

插入操作

在linux中，通过list_replace_rcu替换了一个元素，那么它整个周期的步骤如下

1. 初始状态

假设想要替换节点5,6,7的位置

2. 伪更新

此时q元素携带值5，2，3想要替换p元素的5，6，7。伪更新操作会让代码在宽限期内看到两个版本，一个是123，567,1148。另一个是123,525,1148。对应代码为 list_replace_rcu 后， synchronize_rcu 前

3. 宽限期后

等待宽限期完成之后，整个视角都变成一个唯一的版本，元素5，6，7可以被安全的删除了。此时代码在 执行synchronize_rcu 之后。

总结

本文简单介绍了rcu，在用户层面上为了支持高性能的开发，可以使用用户态的rcu库，例如liburcu。

rcu在内核中设计的知识比较庞大，这里只是简单将基础知识介绍一下。详细的可以参考 《深入理解RCU》 的系列文章

参考

https://gitee.com/xiebaoyou/documents/blob/master/%E6%B7%B1%E5%85%A5%E7%90%86%E8%A7%A3RCU.zip