33 | 并发处理（上）：从atomics到Channel，Rust都提供了什么工具？

你好，我是陈天。 不知不觉我们已经并肩作战三十多讲了，希望你通过这段时间的学习，有一种“我成为更好的程序员啦！”这样的感觉。这是我想通过介绍 Rust 的思想、处理问题的思路、设计接口的理念等等传递给你的。如今，我们终于来到了备受期待的并发和异步的篇章。 很多人分不清并发和并行的概念，Rob Pike，Golang 的创始人之一，对此有很精辟很直观的解释： Concurrency is about dealing with lots of things at once. Parallelism is about doing lots of things at once. 并发是一种同时处理很多事情的能力，并行是一种同时执行很多事情的手段。 我们把要做的事情放在多个线程中，或者多个异步任务中处理，这是并发的能力。在多核多 CPU 的机器上同时运行这些线程或者异步任务，是并行的手段。可以说，并发是为并行赋能。当我们具备了并发的能力，并行就是水到渠成的事情。 其实之前已经涉及了很多和并发相关的内容。比如用 std::thread 来创建线程、用 std::sync 下的并发原语（Mutex）来处理并发过程中的同步问题、用 Send/Sync trait 来保证并发的安全等等。 在处理并发的过程中，难点并不在于如何创建多个线程来分配工作，在于****如何在这些并发的任务中进行同步。我们来看并发状态下几种常见的工作模式：自由竞争模式、map/reduce 模式、DAG 模式： 在自由竞争模式下，多个并发任务会竞争同一个临界区的访问权。任务之间在何时、以何种方式去访问临界区，是不确定的，或者说是最为灵活的，只要在进入临界区时获得独占访问即可。 在自由竞争的基础上，我们可以限制并发的同步模式，典型的有 map/reduce 模式和 DAG 模式（Directed Acyclic Graph，有向无环图）。map/reduce 模式，把工作打散，按照相同的处理完成后，再按照一定的顺序将结果组织起来；DAG 模式，把工作切成不相交的、有依赖关系的子任务，然后按依赖关系并发执行。 这三种基本模式组合起来，可以处理非常复杂的并发场景。所以，当我们处理复杂问题的时候，应该先厘清其脉络，用分治的思想把问题拆解成正交的子问题，然后组合合适的并发模式来处理这些子问题。 在这些并发模式背后，都有哪些并发原语可以为我们所用呢，这两讲会重点讲解和深入五个概念Atomic、Mutex、Condvar、Channel 和 Actor model。今天先讲前两个Atomic和Mutex。

Atomic

Atomic 是所有并发原语的基础，它为并发任务的同步奠定了坚实的基础。 谈到同步，相信你首先会想到锁，所以在具体介绍 atomic 之前，我们从最基本的锁该如何实现讲起。自由竞争模式下，我们需要用互斥锁来保护某个临界区，使进入临界区的任务拥有独占访问的权限。 为了简便起见，在获取这把锁的时候，如果获取不到，就一直死循环，直到拿到锁为止（代码）： 这段代码模拟了 Mutex 的实现，它的核心部分是 lock() 方法。 我们之前说过，Mutex 在调用 lock() 后，会得到一个 MutexGuard 的 RAII 结构，这里为了简便起见，要求调用者传入一个闭包，来处理加锁后的事务。在 **lock()** 方法里，拿不到锁的并发任务会一直 spin，拿到锁的任务可以干活，干完活后会解锁，这样之前 spin 的任务会竞争到锁，进入临界区。 这样的实现看上去似乎问题不大，但是你细想，它有好几个问题：

• 在多核情况下，**1 和 **2 之间，有可能其它线程也碰巧 spin 结束，把 locked 修改为 true。这样，存在多个线程拿到这把锁，破坏了任何线程都有独占访问的保证。
• 即便在单核情况下，**1 和 **2 之间，也可能因为操作系统的可抢占式调度，导致问题1发生。
• 如今的编译器会最大程度优化生成的指令，如果操作之间没有依赖关系，可能会生成乱序的机器码，比如**3 被优化放在 **1 之前，从而破坏了这个 lock 的保证。
• 即便编译器不做乱序处理，CPU 也会最大程度做指令的乱序执行，让流水线的效率最高。同样会发生 3 的问题。 所以，我们实现这个锁的行为是未定义的。可能大部分时间如我们所愿，但会随机出现奇奇怪怪的行为。一旦这样的事情发生，bug 可能会以各种不同的面貌出现在系统的各个角落。而且，这样的 bug 几乎是无解的，因为它很难稳定复现，表现行为很不一致，甚至，只在某个 CPU 下出现。 这里再强调一下 unsafe 代码需要足够严谨，需要非常有经验的工程师去审查，这段代码之所以破快了并发安全性，是因为我们错误地认为：为 Lock 实现 Sync，是安全的。 为了解决上面这段代码的问题，我们必须在 CPU 层面做一些保证，让某些操作成为原子操作。 最基础的保证是：可以通过一条指令读取某个内存地址，判断其值是否等于某个前置值，如果相等，将其修改为新的值。这就是 Compare-and-swap 操作，简称CAS。它是操作系统的几乎所有并发原语的基石，使得我们能实现一个可以正常工作的锁。 所以，刚才的代码，我们可以把一开始的循环改成： 这句的意思是：如果 locked 当前的值是 false，就将其改成 true。这整个操作在一条指令里完成，不会被其它线程打断或者修改；如果 locked 的当前值不是 false，那么就会返回错误，我们会在此不停 spin，直到前置条件得到满足。这里，compare_exchange 是 Rust 提供的 CAS 操作，它会被编译成 CPU 的对应 CAS 指令。 当这句执行成功后，locked 必然会被改变为 true，我们成功拿到了锁，而任何其他线程都会在这句话上 spin。 同样在释放锁的时候，相应地需要使用 atomic 的版本，而非直接赋值成 false： 当然，为了配合这样的改动，我们还需要把 locked 从 bool 改成 AtomicBool。在 Rust里，std::sync::atomic 有大量的 atomic 数据结构，对应各种基础结构。我们看使用了 AtomicBool 的新实现（代码）： 可以看到，通过使用 compare_exchange ，规避了 1 和 2 面临的问题，但对于和编译器/CPU自动优化相关的 3 和 4，我们还需要一些额外处理。这就是这个函数里额外的两个和 Ordering 有关的奇怪参数。 如果你查看 atomic 的文档，可以看到 Ordering 是一个 enum： 文档里解释了几种 Ordering 的用途，我来稍稍扩展一下。 第一个**Relaxed**，这是最宽松的规则，它对编译器和 CPU 不做任何限制，可以乱序执行。 **Release**，当我们写入数据（比如上面代码里的 store）的时候，如果用了 Release order，那么：
• 对于当前线程，任何读取或写入操作都不能被乱序排在这个 store 之后。也就是说，在上面的例子里，CPU 或者编译器不能把 **3 挪到 **4 之后执行。
• 对于其它线程，如果使用了 Acquire 来读取这个 atomic 的数据， 那么它们看到的是修改后的结果。上面代码我们在 compare_exchange 里使用了 Acquire 来读取，所以能保证读到最新的值。 而Acquire是当我们读取数据的时候，如果用了 **Acquire**** order**，那么：
• 对于当前线程，任何读取或者写入操作都不能被乱序排在这个读取之前。在上面的例子里，CPU 或者编译器不能把 **3 挪到 **1 之前执行。
• 对于其它线程，如果使用了 Release 来修改数据，那么，修改的值对当前线程可见。 第四个AcqRel是Acquire 和 Release 的结合，同时拥有 Acquire 和 Release 的保证。这个一般用在 fetch_xxx 上，比如你要对一个 atomic 自增 1，你希望这个操作之前和之后的读取或写入操作不会被乱序，并且操作的结果对其它线程可见。 最后的SeqCst是最严格的 ordering，除了 AcqRel 的保证外，它还保证所有线程看到的所有 SeqCst 操作的顺序是一致的。 **Release**就是 write what your read. 用于 store 操作。确保在该操作之前的所有内存写入操作对其他线程可见。 **Acquire**就是 read after write. 用于load 操作，确保在该操作之后访问的内存可以看到其他线程之前对共享变量的修改。 因为 CAS 和 ordering 都是系统级的操作，所以这里描述的 Ordering 的用途在各种语言中都大同小异。对于 Rust 来说，它的 atomic 原语继承于 C++。如果读 Rust 的文档你感觉云里雾里，那么 C++ 关于 ordering 的文档要清晰得多。 其实上面获取锁的 spin 过程性能不够好，更好的方式是这样处理一下： 注意，我们在 while loop 里，又嵌入了一个 loop。这是因为 CAS 是个代价比较高的操作，它需要获得对应内存的独占访问（exclusive access），我们希望失败的时候只是简单读取 atomic 的状态，只有符合条件的时候再去做独占访问，进行 CAS。所以，看上去多做了一层循环，实际代码的效率更高。 以下是两个线程同步的过程，一开始 t1 拿到锁、t2 spin，之后 t1 释放锁、t2 进入到临界区执行： 讲到这里，相信你对 atomic 以及其背后的 CAS 有初步的了解了。那么，atomic 除了做其它并发原语，还有什么作用？ 我个人用的最多的是做各种 lock-free 的数据结构。比如，需要一个全局的 ID 生成器。当然可以使用 UUID 这样的模块来生成唯一的 ID，但如果我们同时需要这个 ID 是有序的，那么 AtomicUsize 就是最好的选择。 你可以用 fetch_add 来增加这个 ID，而 fetch_add 返回的结果就可以用于当前的 ID。这样，不需要加锁，就得到了一个可以在多线程中安全使用的 ID 生成器。 另外，atomic 还可以用于记录系统的各种 metrics。比如一个简单的 in-memory Metrics 模块： 元组结构体的字段没有具体的名称，而是使用索引（从 0 开始）访问 它允许你初始化一个全局的 metrics 表，然后在程序的任何地方，无锁地操作相应的 metrics： **pub(crate)**** 访问权限**
• 变量 METRICS 被标记为 pub(crate)，意味着它可以在当前 crate 内部访问，外部模块无法直接访问它。
• static ref METRICS 声明了一个静态引用，该引用在首次访问时被初始化，并且在程序的整个生命周期内存在。
• static ref 变量是线程安全的，内部自动加锁，以保证初始化时的互斥访问。 完整代码见 GitHub repo 或者 playground。

Mutex

Atomic 虽然可以处理自由竞争模式下加锁的需求，但毕竟用起来不那么方便，我们需要更高层的并发原语，来保证软件系统控制多个线程对同一个共享资源的访问，使得每个线程在访问共享资源的时候，可以独占或者说互斥访问（mutual exclusive access）。 我们知道，对于一个共享资源，如果所有线程只做读操作，那么无需互斥，大家随时可以访问，很多 immutable language（如 Erlang/Elixir）做了语言层面的只读保证，确保了并发环境下的无锁操作。这牺牲了一些效率（常见的 list/hashmap 需要使用 persistent data structure），额外做了不少内存拷贝，换来了并发控制下的简单轻灵。 然而，一旦有任何一个或多个线程要修改共享资源，不但写者之间要互斥，读写之间也需要互斥。毕竟如果读写之间不互斥的话，读者轻则读到脏数据，重则会读到已经被破坏的数据，导致 crash。比如读者读到链表里的一个节点，而写者恰巧把这个节点的内存释放掉了，如果不做互斥访问，系统一定会崩溃。 所以操作系统提供了用来解决这种读写互斥问题的基本工具：Mutex（RwLock 我们放下不表）。 其实上文中，为了展示如何使用 atomic，我们制作了一个非常粗糙简单的 SpinLock，就可以看做是一个广义的 Mutex。**SpinLock**，顾名思义，就是线程通过 CPU 空转（spin，就像前面的 while loop）忙等（busy wait），来等待某个临界区可用的一种锁。 然而，这种通过 SpinLock 做互斥的实现方式有使用场景的限制：如果受保护的临界区太大，那么整体的性能会急剧下降， CPU 忙等，浪费资源还不干实事，不适合作为一种通用的处理方法。 更通用的解决方案是：当多个线程竞争同一个 Mutex 时，获得锁的线程得到临界区的访问，其它线程被挂起，放入该 Mutex 上的一个等待队列里。当获得锁的线程完成工作，退出临界区时，Mutex 会给等待队列发一个信号，把队列中第一个线程唤醒，于是这个线程可以进行后续的访问。整个过程如下：- 我们前面也讲过，线程的上下文切换代价很大，所以频繁将线程挂起再唤醒，会降低整个系统的效率。所以很多 Mutex 具体的实现会将 SpinLock（确切地说是 spin wait）和线程挂起结合使用：线程的 lock 请求如果拿不到会先尝试 spin 一会，然后再挂起添加到等待队列。Rust 下的 parking_lot 就是这样实现的。 当然，这样实现会带来公平性的问题：如果新来的线程恰巧在 spin 过程中拿到了锁，而当前等待队列中还有其它线程在等待锁，那么等待的线程只能继续等待下去，这不符合 FIFO，不适合那些需要严格按先来后到排队的使用场景。为此，parking_lot 提供了 fair mutex。 Mutex 的实现依赖于 CPU 提供的 atomic。你可以把 Mutex 想象成一个粒度更大的 atomic，只不过这个 atomic 无法由 CPU 保证，而是通过软件算法来实现。 至于操作系统里另一个重要的概念信号量（semaphore），你可以认为是 Mutex 更通用的表现形式。比如在新冠疫情下，图书馆要控制同时在馆内的人数，如果满了，其他人就必须排队，出来一个才能再进一个。这里，如果总人数限制为 1，就是 Mutex，如果 > 1，就是 semaphore。

小结

今天我们学习了两个基本的并发原语 Atomic 和 Mutex。Atomic 是一切并发同步的基础，通过CPU 提供特殊的 CAS 指令，操作系统和应用软件可以构建更加高层的并发原语，比如 SpinLock 和 Mutex。 SpinLock和 Mutex 最大的不同是，使用 **SpinLock**，线程在忙等（busy wait），而使用 Mutex lock，线程在等待锁的时候会被调度出去，等锁可用时再被调度回来。 听上去 SpinLock 似乎效率很低，其实不是，这要具体看锁的临界区大小。如果临界区要执行的代码很少，那么和 Mutex lock 带来的上下文切换（context switch）相比，SpinLock 是值得的。在 Linux Kernel 中，很多时候我们只能使用 SpinLock。

思考题

你可以想想可以怎么实现 semaphore，也可以想想像图书馆里那样的人数控制系统怎么用信号量实现（提示：Rust 下 tokio 提供了 tokio::sync::Semaphore）。 Basic usage: 欢迎在留言区分享你的思考，感谢你的阅读。下一讲我们继续学习并发的另外三个概念Condvar、Channel 和 Actor model，下一讲见～

参考资料

• Robe Pike的演讲 concurrency is not parallelism，如果你没有看过，建议去看看。
• 通过今天的例子，相信你对 atomic 以及其背后的 CAS 有个初步的了解，如果你还想更深入学习 Rust 下如何使用 atomic，可以看 Jon Gjengset 的视频：Crust of Rust: Atomics and Memory Ordering。
• Rust 的 spin-rs crate 提供了 Spinlock 的实现，感兴趣的可以看看它的实现。