程序上下文切換 – 殘酷的效能殺手（上）
對於伺服器的優化，很多人都有自己的經驗和見解，但就我觀察，有兩點常常會被人忽視 – 上下文切換 和 Cache Line同步 問題，人們往往都會習慣性地把視線集中在盡力減少記憶體拷貝，減少IO次數這樣的問題上，不可否認它們一樣重要，但一個高效能伺服器需要更細緻地去考察這些問題，這個問題我將分成兩篇文章來寫：
1）從一些我們常用的使用者空間函式，到linux核心程式碼的跟蹤，來看一個上下文切換是如何產生的
2）從實際資料來看它對我們程式的影響
Context Switch簡介 -
上下文切換（以下簡稱CS）的定義，https://blog.csdn.net/zhangmingcai/article/details/84832799
*） context（這裡我覺得叫process context更合適）是指CPU暫存器和程式計數器在任何時間點的內容
*）CS可以描述為kernel執行下面的操作
1. 掛起一個程序，並儲存該程序當時在記憶體中所反映出的狀態
2. 從記憶體中恢復下一個要執行的程序，恢復該程序原來的狀態到暫存器，返回到其上次暫停的執行程式碼然後繼續執行
*）CS只能發生在核心態(kernel mode)
*）system call會陷入核心態，是user mode => kernel mode的過程，我們稱之為mode switch，但不表明會發生CS（其實mode switch同樣也會做很多和CS一樣的流程，例如通過暫存器傳遞user mode 和 kernel mode之間的一些引數）
*）一個硬體中斷的產生，也可能導致kernel收到signal後進行CS
什麼樣的操作可能會引起CS -
首先我們一定是希望減少CS，那什麼樣的操作會發生CS呢？也許看了上面的介紹你還雲裡霧裡？
首先，linux中一個程序的時間片到期，或是有更高優先順序的程序搶佔時，是會發生CS的，但這些都是我們應用開發者不可控的。那麼我們不妨更多地從應用開發者（user space）的角度來看這個問題，我們的程序可以主動地向核心申請進行CS，而使用者空間通常有兩種手段能達到這一“目的”：
1）休眠當前程序/執行緒
2）喚醒其他程序/執行緒
pthread庫中的pthread_cond_wait 和 pthread_cond_signal就是很好的例子（雖然是針對執行緒，但linux核心並不區分程序和執行緒，執行緒只是共享了address space和其他資源罷了），pthread_cond_wait負責將當前執行緒掛起並進入休眠，直到條件成立的那一刻，而pthread_cond_signal則是喚醒守候條件的執行緒。我們直接來看它們的程式碼吧
pthread_cond_wait.c
1 int
2 __pthread_cond_wait (cond, mutex)
3 pthread_cond_t *cond;
4 pthread_mutex_t *mutex;
5 {
6 struct _pthread_cleanup_buffer buffer;
7 struct _condvar_cleanup_buffer cbuffer;
8 int err;
9 int pshared = (cond->__data.__mutex == (void *) ~0l)
10 ? LLL_SHARED : LLL_PRIVATE;
11
12 /* yunjie: 這裡省略了部分程式碼 */
13
14 do
15 {
16 /* yunjie: 這裡省略了部分程式碼 */
17
18 /* Wait until woken by signal or broadcast. */
19 lll_futex_wait (&cond->__data.__futex, futex_val, pshared);
20
21 /* yunjie: 這裡省略了部分程式碼 */
22
23 /* If a broadcast happened, we are done. */
24 if (cbuffer.bc_seq != cond->__data.__broadcast_seq)
25 goto bc_out;
26
27 /* Check whether we are eligible for wakeup. */
28 val = cond->__data.__wakeup_seq;
29 }
30 while (val == seq || cond->__data.__woken_seq == val);
31
32 /* Another thread woken up. */
33 ++cond->__data.__woken_seq;
34
35 bc_out:
36 /* yunjie: 這裡省略了部分程式碼 */
37 return __pthread_mutex_cond_lock (mutex);
38 }
程式碼已經經過精簡，但我們仍然直接把目光放到19行，lll_futex_wait，這是一個pthread內部巨集，用處是呼叫系統呼叫sys_futex（futex是一種user mode和kernel mode混合mutex，這裡不展開講了），這個操作會將當前執行緒掛起休眠（馬上我們將會到核心中一探究竟）
lll_futex_wait巨集展開的全貌
1 #define lll_futex_wake(futex, nr, private) \
2 do { \
3 int __ignore; \
4 register __typeof (nr) _nr __asm ("edx") = (nr); \
5 __asm __volatile ("syscall" \
6 : "=a" (__ignore) \
7 : "0" (SYS_futex), "D" (futex), \
8 "S" (__lll_private_flag (FUTEX_WAKE, private)), \
9 "d" (_nr) \
10 : "memory", "cc", "r10", "r11", "cx"); \
11 } while (0)
可以看到，該巨集的行為很簡單，就是通過內嵌彙編的方式，快速呼叫syscall:SYS_futex，所以我們也不用再多費口舌，直接看kernel的實現吧
linux/kernel/futex.c
1 SYSCALL_DEFINE6(futex, u32 __user *, uaddr, int, op, u32, val,
2 struct timespec __user *, utime, u32 __user *, uaddr2,
3 u32, val3)
4 {
5 struct timespec ts;
6 ktime_t t, *tp = NULL;
7 u32 val2 = 0;
8 int cmd = op & FUTEX_CMD_MASK;
9
10 if (utime && (cmd == FUTEX_WAIT || cmd == FUTEX_LOCK_PI ||
11 cmd == FUTEX_WAIT_BITSET)) {
12 if (copy_from_user(&ts, utime, sizeof(ts)) != 0)
13 return -EFAULT;
14 if (!timespec_valid(&ts))
15 return -EINVAL;
16
17 t = timespec_to_ktime(ts);
18 if (cmd == FUTEX_WAIT)
19 t = ktime_add_safe(ktime_get(), t);
20 tp = &t;
21 }
22 /*
23 * requeue parameter in 'utime' if cmd == FUTEX_REQUEUE.
24 * number of waiters to wake in 'utime' if cmd == FUTEX_WAKE_OP.
25 */
26 if (cmd == FUTEX_REQUEUE || cmd == FUTEX_CMP_REQUEUE ||
27 cmd == FUTEX_WAKE_OP)
28 val2 = (u32) (unsigned long) utime;
29
30 return do_futex(uaddr, op, val, tp, uaddr2, val2, val3);
31 }
linux 2.5核心以後都使用這種SYSCALL_DEFINE的方式來實現核心對應的syscall（我這裡閱讀的是inux-2.6.27.62核心）， 略過一些條件檢測和引數拷貝的程式碼，我們可以看到在函式最後呼叫了do_futex，由於這裡核心會進行多個函式地跳轉，我這裡就不一一貼程式碼汙染大家了
大致流程： pthread_cond_wait => sys_futex => do_futex => futex_wait （藍色部分為核心呼叫流程）
futex_wait中的部分程式碼
1 /* add_wait_queue is the barrier after __set_current_state. */
2 __set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
3 add_wait_queue(&q.waiters, &wait);
4 /*
5 * !plist_node_empty() is safe here without any lock.
6 * q.lock_ptr != 0 is not safe, because of ordering against wakeup.
7 */
8 if (likely(!plist_node_empty(&q.list))) {
9 if (!abs_time)
10 schedule();
11 else {
12 hrtimer_init_on_stack(&t.timer, CLOCK_MONOTONIC,
13 HRTIMER_MODE_ABS);
14 hrtimer_init_sleeper(&t, current);
15 t.timer.expires = *abs_time;
16
17 hrtimer_start(&t.timer, t.timer.expires,
18 HRTIMER_MODE_ABS);
19 if (!hrtimer_active(&t.timer))
20 t.task = NULL;
21
22 /*
23 * the timer could have already expired, in which
24 * case current would be flagged for rescheduling.
25 * Don't bother calling schedule.
26 */
27 if (likely(t.task))
28 schedule();
29
30 hrtimer_cancel(&t.timer);
31
32 /* Flag if a timeout occured */
33 rem = (t.task == NULL);
34
35 destroy_hrtimer_on_stack(&t.timer);
36 }
37 }
以上是futex_wait的一部分程式碼，主要邏輯是將當前程序/執行緒的狀態設為TASK_INTERRUPTIBLE（可被訊號打斷），然後將當前程序/執行緒加入到核心的wait佇列（等待某種條件發生而暫時不會進行搶佔的程序序列），之後會呼叫schedule，這是核心用於排程程序的函式，在其內部還會呼叫context_switch，在這裡就不展開，但有一點可以肯定就是當前程序/執行緒會休眠，然後核心會排程器他還有時間片的程序/執行緒來搶佔CPU，這樣pthread_cond_wait就完成了一次CS
pthread_cond_signal的流程基本和pthread_cond_wait一致，這裡都不再貼程式碼耽誤時間
大致流程：pthread_cond_signal => SYS_futex => do_futex => futex_wake => wake_futex => __wake_up => __wake_up_common => try_to_wake_up （藍色部分為核心呼叫流程）
try_to_wake_up()會設定一個need_resched標誌，該標誌標明核心是否需要重新執行一次排程，當syscall返回到user space或是中斷返回時，核心會檢查它，如果已被設定，核心會在繼續執行之前呼叫排程程式，之後我們萬能的schedule函式就會在wait_queue（還記得嗎，我們呼叫pthread_cond_wait的執行緒還在裡面呢）中去拿出程序並挑選一個讓其搶佔CPU，所以，根據我們跟蹤的核心程式碼，pthread_cond_signal也會發生一次CS
本篇結束 -
會造成CS的函式遠遠不止這些，例如我們平時遇到mutex競爭，或是我們呼叫sleep時，都會發生，我們總是忽略了它的存在，但它卻默默地扼殺著我們的程式效能（相信我，它比你想象中要更嚴重），在下一篇中我將以chaos庫（我編寫的一個開源網路庫）中的一個多執行緒元件為例，給大家演示CS所帶來的效能下降