• 概述

这篇文章（http://oceanbase.org.cn/?p=82）的第6小节讲述了Hazard Version的实现原理，它的设计思想最早由OB团队的席华锋提出，本文不再赘述，本文主要分享Hazard Version的实现要点，以及使用它实现无锁Stack与Queue的方法，已经在多核系统上的性能测试，代码已在github共享。

• ABA问题

如《共享变量的并发读写》一文所述，Hazard Version主要解决的是无锁数据结构处理内存释放的问题，为此我们先来回顾一下无锁编程领域最经典的“ABA问题”，使用链表实现的无锁Stack来举例：

使用一个top指针来指向栈顶，使用CAS原子操作对top进行修改，来实现push和pop，一个常见但错误的实现可能是这样的：

	void push(Node *node) {
		Node *curr = top;
		Node *old = curr;
		node→next = curr;
		while (old != (curr = CAS(&top, old, node))) {
			old = curr;
			node→next = curr;		
		}
	}
	Node *pop() {
		Node *curr = top;
		Node *old = curr;
		while (NULL != curr
			old != (curr = CAS(&top, old, curr→next))) {
			old = curr;
		}
		return curr
	}

push的逻辑没问题，问题在于pop，它在还未“锁定”top的情况下，就引用了top的next字段，而此时的top指向的内存空间可能已经被释放甚至重用，一方面可能直接引起非法地址访问使得程序直接崩溃；更严重的可能造成隐蔽的“ABA问题”，考虑如下时序：

1. Stack状态为 A→B →C，top指向A

2. 线程I将top（即节点A的地址）赋值给curr，并取得curr→next指针（为B）放入寄存器

3. 线程II执行完整pop流程，Stack状态变为B→C，top指向B，节点A被弹出后释放

4. 线程II执行完整pop流程，Stack状态变为C，top指向C，节点B被弹出后释放

5. 线程II执行完整push流程，新申请节点为被复用的A，Stack状态变为A→C，top指向A

6. 线程I继续执行，CAS判断top值仍为A，则原子替换top为B，链表被改坏…

我们无法通过简单的修改pop逻辑来避免“ABA问题”，因为这里的纠结之处在于要“锁定（取出）”top，就要使用CAS原子的将top改为它的next指针，但是要安全的引用top→next又要先“锁定（取出）”top。因此解决“ABA问题”的根本，在于保证pop逻辑引用top指针时，它不会被释放，而在释放节点内存空间时，严格保证不会再有其他人引用这个节点。Hazard Pointer（Michael M M. Hazard pointers: Safe memory reclamation for lock-free objects[J]. IEEE Transactions on Parallel and Distributed Systems, 2004, 15(6): 491-504.）技术是一个里程碑式的创新，真正在实际工程中解决“ABA问题”（memsql/oceanbase都在使用），Hazard Version是对Hazard Pointer在易用性上的改进，原理一致，详细介绍请参考《共享变量的并发读写》一文。

• Hazard Version实现要点和局限

  • Hazard Version设计概要

    
    如上图所示，Hazard Version数据结构主要由三部分组成

    • 全局的Current Version变量

    • 每个线程局部一个Hazard Version变量

    • 每个线程局部一个待回收的内存块链表Retire List

    Hazard Version提供如下三个操作逻辑：

    • 每个线程要开始访问“可能被其他线程释放”的内存块前，将当前Current Version的值保存在线程局部的Hazard Version中，对共享内存块的操作完成后，再清除线程局部的Hazard Version值。

    • 要释放一个共享内存块时，原子的将Current Version加1后，将旧值保存在内存块中，然后将它挂在线程局部的Retire List上。

    • 当待回收的内存块过多时，遍历所有线程的Hazard Version，以及全局的Current Version，获得最小值（Min Version），遍历待回收的内存块，将Version小于Min Version的内存块回收掉。

  • 获取Min Version的原子性问题

    如上所述，遍历所有线程，获取Min Version的操作并不保证原子性，可能出现一个线程获取到一个很小的Current Version后，被切换出去，而错过了同时进行的遍历操作。这个问题可以通过简单的double check来规避，线程拿到Current Version，保存到线程局部的Hazard Version后，再检查一下当前Current Version是否发生变化，如果已发生变化，则重试直到Current Version不再改变为止。因为如果Current Version未发生变化，即使遍历被错过，Current Version也参加了遍历，所以得到的Min Version就是真正的Hazard Version最小值。

  • 无锁遍历Retire List

    回收内存时，每个线程优先回收自己本地的Retire List，如果全局待回收的节点仍然比较多，则遍历其他线程的Retire List进行回收，这里会涉及多线程操作Retire List（即它的owner线程挂入新节点，而其他线程要进行遍历），一个简单的做法是要遍历Retire List时，使用CAS将Retire List替换为NULL，取得旧值后，在当前线程本地进行遍历，对遍历剩下的节点，就挂到线程本地的Retire List上去。

  • CAS小技巧

    CAS操作通常在循环中执行，一次CAS执行失败后，要重新准备新的compare参数和assign参数。比如原子修改栈顶：

    Node *old_v = top;
    
    node→next = old_v;
    
    while (old_v != CAS(&top, old_v, node)) {
    
    old_v = top;
    
    node→next = old_v;
    
    }

    因为CAS无论成功与否，都可以返回旧值，因此这里可以用一个临时变量保存CAS的返回值，避免重新取一次top，毕竟重新取top很可能造成缓存miss：

    Node *curr_v = top;
    
    Node *old_v = curr_v;
    
    node→next = curr_v;
    
    while (old_v != (curr_v = CAS(&top, old_v, node))) {
    
    old_v = curr_v;
    
    node→next = curr_v;
    
    }

  • Hazard Version的局限

    相对Hazard Pointer来说，Hazard Version这个本质上是管理多个线程Hazard Version的“滑动窗口”，它通过增加获取Min Version的代价，来减小各个线程获取和重置Hazard Version的代价。因此它有与“滑动窗口”一样的局限性，太久不释放的Hazard Version，会阻塞内存回收。在使用时需要注意，对Hazard Version的require和release操作之间，不能有耗时过长的逻辑。

  • Hazard Version代码仓库：

    https://github.com/kayaklee/libhalog/blob/master/src/clib/hal_hazard_version.h

• 无锁Stack

  使用Hazard Version实现无锁Stack比较简单，因为push不涉及“ABA问题”，所以只需要在pop时使用Hazard Version保护即可。

  代码请参考：https://github.com/kayaklee/libhalog/blob/master/test/clib/hv_sample_lifo.cpp

  性能测试结果：如下图所示，在美团云12核虚拟机上，6个线程push，6个线程pop，不带pop结果检查情况下，最快接近780万/s的push+pop次数。

   

• 无锁Queue

  与Stack不同，实现无锁Queue的一个难点在要维护Head和Tail两个指针，在Queue由空变为非空，和非空变为空的时候，需要保证原子的修改和判断这两个指针，这几乎是没有办法实现的。一个变通的方法，是受到Hazard Pointer论文的启发，在初始状态下，引入一个Dummy Header节点，无论push还是pop，都始终保证head和tail不会变为NULL。

  这样一来，push操作不需要管head指针，每次都只修改tail即可；而pop操作，是取head→next节点中的值作为队首数据，确认head→next不为空，然后原子的将head改为head→next。因为push和pop操作都存在先拿tail或head指针，然后引用它们的next成员的操作，因此都需要使用Hazard Version进行保护。

  代码请参考：https://github.com/kayaklee/libhalog/blob/master/test/clib/hv_sample_fifo.cpp

  性能测试结果：如下图所示，在美团云12核虚拟机上，6个线程push，6个线程pop，不带pop结果检查情况下，最快超过1300万/s的push+pop次数。

  

• Stack与Queue性能测试数据和虚拟机cpu信息：

  https://github.com/kayaklee/libhalog/tree/master/test/clib/hv_performance_record