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postgresql內(nèi)核源碼分析
手寫數(shù)據(jù)庫(kù)toadb
并發(fā)編程
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座右銘：天行健，君子以自強(qiáng)不息；地勢(shì)坤，君子以厚德載物.
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概述
在postgresql 中，有大量的并發(fā)同步，所以避免不了使用很多保護(hù)鎖。
同時(shí)為了提升并發(fā)的性能，針對(duì)不同場(chǎng)景下的加鎖需求，設(shè)計(jì)了:
- spinlock 自旋鎖
- lightweight lock(LWLocks) 輕量級(jí)鎖
- regular lock(a/k/a heavyweight locks) 普通鎖
- SIReadLock predicate locks 謂詞鎖
本文主要針對(duì)這四種鎖進(jìn)行分享，起拋磚引玉的作用。
spinlock
是一種持有時(shí)間非常短的鎖。它是通過(guò)test and set 原子操作來(lái)實(shí)現(xiàn)。
通過(guò)一定時(shí)間內(nèi)的檢測(cè)，如果沒(méi)有持有就獲得，這個(gè)時(shí)間大概是1min，超時(shí)就會(huì)導(dǎo)致ERR錯(cuò)誤。
所以此類鎖，都是一些狀態(tài)保護(hù)，很快就釋放，中間沒(méi)有IO，大的內(nèi)存操作。它的實(shí)現(xiàn)依賴于操作系統(tǒng)的原子操作實(shí)現(xiàn)，所以通過(guò)宏定義共公接口，底層根據(jù)不同操作系統(tǒng)實(shí)現(xiàn)不同。
也可以說(shuō)是一種無(wú)鎖化的實(shí)現(xiàn)，需要原子操作TAS和內(nèi)存同步。
操作函數(shù)
#define SpinLockInit(lock) S_INIT_LOCK(lock)
#define SpinLockAcquire(lock) S_LOCK(lock)
#define SpinLockRelease(lock) S_UNLOCK(lock)
#define SpinLockFree(lock) S_LOCK_FREE(lock)
底層操作函數(shù)有這四個(gè)，是通過(guò)宏定義給出，對(duì)于不同操作系統(tǒng)下，定義了具體的原子操作。
在支持TAS 原語(yǔ)的操作系統(tǒng)上，用TAS來(lái)實(shí)現(xiàn)，如加鎖的函數(shù)如下
int s_lock(volatile slock_t *lock, const char *file, int line, const char *func)
{
SpinDelayStatus delayStatus;
init_spin_delay(&delayStatus, file, line, func);
while (TAS_SPIN(lock))
{
perform_spin_delay(&delayStatus);
}
finish_spin_delay(&delayStatus);
return delayStatus.delays;
}
#define TAS_SPIN(lock) (*(lock) ? 1 : TAS(lock))
static __inline__ int
tas(volatile slock_t *lock)
{
slock_t _res = 1;
__asm__ __volatile__(
" lock \n"
" xchgb %0,%1 \n"
: "+q"(_res), "+m"(*lock)
: /* no inputs */
: "memory", "cc");
return (int) _res;
}
可以看到核心代碼是通過(guò)匯編實(shí)現(xiàn)TAS操作，大致流程是這樣：
- 檢測(cè)lock是否為0 ,如果不為0，說(shuō)明還沒(méi)有解鎖，繼續(xù)等，直到超時(shí)；
- 如果已經(jīng)解鎖，就走入?yún)R編代碼；鎖定總線，通過(guò)xchgb 原子交換lock和_res=1 兩個(gè)值，進(jìn)行內(nèi)存同步；加鎖成功；
- 此時(shí)TAS_PIN返回0，等待結(jié)束；
而slock_t 是什么類型呢?
如果在支持TAS指令的操作系統(tǒng)下是如下定義
typedef unsigned char slock_t;
是一個(gè)字節(jié)，這樣可以很快的檢測(cè)和原子交換賦值
注意事項(xiàng)
通過(guò)上面的原理介紹，可以看到它等待的時(shí)間非常短，這就是說(shuō)在鎖持有時(shí)，不能占用太久時(shí)間。
因此，在持有spinlock時(shí)，只是一些狀態(tài)的獲取和賦值，就要立即釋放，否則就會(huì)有大量超時(shí)。
在鎖持有此間，避免磁盤，網(wǎng)絡(luò)，函數(shù)調(diào)用等其它額外操作。
輕量級(jí)鎖 lightweight lock
介紹
輕量級(jí)鎖將加鎖過(guò)程分成了兩個(gè)階段，第一階段通過(guò)原子操作來(lái)檢測(cè)，如果可以加鎖，就加鎖成功；如果不能加鎖，進(jìn)入第二階段，將自己加入等待隊(duì)列，并阻塞在信號(hào)量上；
主要用于共享內(nèi)存和數(shù)據(jù)塊的操作保護(hù)
它因?yàn)榉至藘蓚€(gè)階段，所以較一般的系統(tǒng)級(jí)鎖性能更高效一些。
它提供了如下特點(diǎn)：
- 能夠快速檢測(cè)鎖狀態(tài)，并且獲取到鎖；
- 每個(gè)后臺(tái)進(jìn)程只能有一個(gè)排隊(duì)中的輕量級(jí)鎖；
- 在持有鎖期間，信號(hào)會(huì)被阻塞
- 在錯(cuò)誤時(shí)會(huì)釋放鎖；
數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)
typedef struct LWLock
{
uint16 tranche; /* tranche ID */
pg_atomic_uint32 state; /* state of exclusive/nonexclusive lockers */
proclist_head waiters; /* list of waiting PGPROCs */
#ifdef LOCK_DEBUG
pg_atomic_uint32 nwaiters; /* number of waiters */
struct PGPROC *owner; /* last exclusive owner of the lock */
#endif
} LWLock;
extern bool LWLockAcquire(LWLock *lock, LWLockMode mode);
extern bool LWLockConditionalAcquire(LWLock *lock, LWLockMode mode);
extern bool LWLockAcquireOrWait(LWLock *lock, LWLockMode mode);
extern void LWLockRelease(LWLock *lock);
初始化
加鎖
- 判斷是否已經(jīng)持有鎖數(shù)量，超過(guò)上限；阻塞信號(hào)中斷；
- 第一階段 嘗試加鎖，加上時(shí)直接返回鎖；否則將自己放入等待隊(duì)列；再次嘗試加鎖；
- 第二階段 如果仍沒(méi)有獲取到鎖時(shí)，在當(dāng)前backend對(duì)應(yīng)的 MyProc中的信號(hào)量上進(jìn)行等待；
直到被喚醒，如果proc->lwWaiting == LW_WS_NOT_WAITING時(shí)，繼續(xù)等待；
- 當(dāng)獲取到鎖時(shí)，將鎖加入自己持有鎖的數(shù)組中記錄；
解鎖
從本等數(shù)據(jù)中獲取當(dāng)前鎖的加鎖模式； 從鎖中解除；
如果有等待者，將它們從等待隊(duì)列中移除，然后喚醒它們；等待者們將再次競(jìng)爭(zhēng)；
等待鎖釋放
bool
LWLockAcquireOrWait(LWLock *lock, LWLockMode mode);
- 介紹
這個(gè)接口有點(diǎn)意思，即可以獲取鎖，也用來(lái)等待別人釋放鎖;
當(dāng)前鎖如果沒(méi)有被占用，則占有鎖后函數(shù)返回；
如果當(dāng)前鎖被占用，則等待鎖，等別人釋放鎖后，就直接返回，而不持有鎖。
- 用途
這個(gè)函數(shù)主要用來(lái)在寫WAL時(shí)，獲取鎖，因?yàn)橥瑫r(shí)只能有一個(gè)進(jìn)程寫WAL；
如果當(dāng)前沒(méi)有人寫WAL，則持有鎖后，執(zhí)行WAL寫入。
如果當(dāng)前已經(jīng)有人持有鎖，在寫WAL，那么自己的WAL也會(huì)被寫入，因?yàn)閃AL是順序?qū)懭?，后寫時(shí)，需要把前面的內(nèi)容都要寫入。
條件變量
static bool LWLockConflictsWithVar(LWLock *lock,
uint64 *valptr, uint64 oldval, uint64 *newval,
bool *result)
bool LWLockWaitForVar(LWLock *lock, uint64 *valptr, uint64 oldval, uint64 *newval);
void LWLockUpdateVar(LWLock *lock, uint64 *valptr, uint64 val);
基于輕量級(jí)鎖，又實(shí)現(xiàn)了一組類似于條件變量的接口；
LWLockWaitForVar檢測(cè)變量是否變化，如果沒(méi)人持有鎖，那就直接返回；如果有鎖，則等待，直到鎖釋放后，返回新值；
LWLockUpdateVar是改變變量的值，并通知等待者，喚醒等待者；
鎖排隊(duì)
lightweiht lock可能會(huì)長(zhǎng)時(shí)間等待，因此每個(gè)backend只能有一個(gè)正在等待的輕量級(jí)鎖，所以每個(gè)backend都會(huì)有一個(gè)信號(hào)量；
struct PGPROC
{
// other members ...
PGSemaphore sem; /* ONE semaphore to sleep on */
// other members ...
};
信號(hào)量定義在PROC結(jié)構(gòu)上，當(dāng)進(jìn)入信號(hào)量等待時(shí)，同時(shí)也會(huì)把自己的MyProc添加到 lock->waiters 列表成員中。
在鎖持有者釋放鎖時(shí)，會(huì)刪除隊(duì)列中的所有成員，同時(shí)喚醒等待者的信號(hào)量；
在介紹了排隊(duì)和釋放后，就會(huì)發(fā)現(xiàn)它存在兩個(gè)問(wèn)題：
- 等鎖的餓死問(wèn)題
- 驚群?jiǎn)栴}
當(dāng)然lwlock 隊(duì)列的喚醒也是順序喚醒，同時(shí)加鎖分為兩階段，這就在一定程度上避免了上述問(wèn)題。
另外lwlock加鎖是非常頻，可能在很短時(shí)間有加鎖/釋放，所以需要更簡(jiǎn)潔直接的加鎖方式。
結(jié)尾
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