zeromq 所谓的无锁消息队列

本文基于 zeromq 4.3.0 版本，分析其无锁消息队列的实现。

zeromq 这个网络库，有以下几个亮点：

• 从以往的面向 TCP 流的网络开发，变成了面向消息的开发。应用层关注的是什么类型的消息，库本身解决网络收发、断线重连等问题。
• 将这些消息的传输模式封装成几个模式，应用开发者只需要关注自己的业务符合什么模式，采用搭积木的方式就能构建起应用服务。
• 内部实现无锁消息队列用于对象间通信，类似 actor 模式。

zeromq 内部运行着多个 io 线程，每个 io 线程内部有以下两个核心组件：

• poller：即针对 epoll、select 等事件轮询器的封装。
• mailbox：负责接收消息的消息邮箱。

可以简单理解 IO 线程做的事情是：内部通过一个 poller，监听着各种事件，其中包括针对 IO 线程的 mailbox 的消息，以及绑定在该 IO 线程上的 IO 对象的消息。

即这是一个 per-thread-per-loop 的线程设计，线程之间的通信通过消息邮箱来进行。

除了 io 线程之外，io 对象也有 mailbox，即如果想与某个 IO 对象通信也是通过该 mailbox 进行。由于消息邮箱是 zeromq 中的重要组成部分，下面将专门分析 zeromq 是如何实现的。

所有需要收发消息的对象都继承自 object_t：

class object_t
{
public:
  object_t (zmq::ctx_t *ctx_, uint32_t tid_);
  void process_command (zmq::command_t &cmd_);
private:
  zmq::ctx_t *ctx;
  uint32_t tid;
  void send_command (command_t &cmd_);
}

而 IO 对象之间的命令通过 command_t 结构体来定义：

struct command_t
{
  //  Object to process the command.
  zmq::object_t *destination;

  enum type_t
  {
    ...
  } type;

  union {
    ...
  } args;
};

可以看到，zeromq 实现对象间相互通信依赖于 mailbox，本文重点在分析其无锁队列的实现上。

zeromq 内部类似 actor 模型，每个 actor 内部有一个 mailbox，负责收发消息，对外暴露的接口就是收发相关的 send、recv 接口。

负责收发消息的类是 mailbox_t，内部实现使用了 ypipe_t 来实现无锁消息队列，而 ypipe_t 内部又使用了 yqueue_t 来实现队列，这个实现的目的是为了减少内部的分配。

下面根据上面这个图，自上而下分析邮箱的实现。

yqueue_t

yqueue_t 的实现，每次能批量分配一批元素，减少内存的分配和释放。

yqueue_t 内部由一个一个 chunk 组成，每个 chunk 保存 N 个元素，如下图：

有了 chunk_t 来管理数据，这样每次需要新分配元素的时候，如果当前已经没有可用元素，可以一次性分配一个 chunk_t，这里面有 N 个元素；另外在回收的时候，也不是马上被释放，根据局部性原理可以先回收到 spare_chunk 里面，当再次需要分配 chunk_t 的时候从 spare_chunk 中获取。

yqueue_t 内部有三个 chunk_t 类型指针以及对应的索引位置：

• begin_chunk/begin_pos：begin_chunk 用于指向队列头的 chunk，begin_pos 用于指向队列第一个元素在当前 chunk 中的位置。
• back_chunk/back_pos：back_chunk 用于指向队列尾的 chunk，back_chunk 用于指向队列最后一个元素在当前 chunk 的位置。
• end_chunk/end_pos：由于 chunk 是批量分配的，所以 end_chunk 用于指向分配的最后一个 chunk 位置。

注意不要混淆了 back 和 end 的作用， back_chunk/back_pos 负责的是元素的存储，而 end_chunk/end_pos 负责的是 chunk 的分配 ，yqueue_t 的 back 函数返回的是 back_pos，而对外部而言，end 相关的数据不可见。

如上图中：

• 有三块 chunk，分别由 begin_chunk、back_chunk、end_chunk 组成。
• begin_pos 指向 begin_chunk 中的第 n 个元素。
• back_pos 指向 back_chunk 的最后一个元素。
• 由于 back_pos 已经指向了 back_chunk 的最后一个元素，所以 end_pos 就指向了 end_chunk 的第一个元素。

另外还有一个 spare_chunk 指针，用于保存释放的 chunk 指针，当需要再次分配 chunk 的时候，会首先查看这里，从这里分配 chunk。这里使用了原子的 cas 操作来完成，利用了操作系统的局部性原理。

ypipe_t

ypipe_t 在 yqueue_t 之上，构建了一个 单写单读的无锁队列 。

内部的元素有以下几个：

• yqueue_t<T, N> _queue：由 yqueue_t 实现的队列。
• T *_w：指向第一个没有被 flush 的元素，只能被写线程使用。
• T *_r：指向第一个未读的元素，只能被读线程使用。
• T *_f：指向第一个写入但是还没有被刷新的元素。
• atomic_ptr_t

之所以除了写指针_w 之外，还需要一个_f 的刷新指针，原因在于：可能会分批次写入一堆数据，但是在没有写完毕之前，不希望被读线程看到，所以写入数据的时候由_w 指针控制，而_f 指针控制读线程可以看到哪些数据。

来看相关的几个对外 API：

• void write (const T &value_, bool incomplete_)：写入数据，incomplete 参数表示写入是否还没完成，在没完成的时候不会修改 flush 指针，即这部分数据不会让读线程看到。
• bool flush ()：刷新所有已经完成的数据到管道，返回 false 意味着读线程在休眠，在这种情况下调用者需要唤醒读线程。
• bool read (T *value_):读数据，将读出的数据写入 value 指针中，返回 false 意味着没有数据可读。

以下面的场景来解释这个无锁队列相关的流程：

说明：以下场景忽略 begin、back、end 在不同 chunk 的情况，假设都在一个 chunk 完成的操作。

1、初始化

ypipe_t 构造函数在初始化的时候，将 push 进去一个哑元素在队列尾部，然后_r、_w、_c、_f 指针都同时指向队列头。 而经过这个操作之后，begin_pos 和 back_pos 都为 0，end_pos 为 1（因为 push 了一个元素）。

inline ypipe_t ()
{
  //  Insert terminator element into the queue.
  //  先放入一个空元素
  _queue.push ();

  //  Let all the pointers to point to the terminator.
  //  (unless pipe is dead, in which case c is set to NULL).
  _r = _w = _f = &_queue.back ();
  _c.set (&_queue.back ());
}

2、write(‘a’, true)

由于进行了 push 操作，因此 back_pos 更新为 1，而 end_pos 更新为 2。

写入一个元素 a，同时 incomplete 为 true，意味着写入还未完成，所以并没有更新 flush 指针，_w 指针也没有在这个函数中被更新，因此当 incomplete 为 true 时不会更新上面的四个指针。

//  incomplete_为 true 意味着这只是写入数据的一部分，此时不需要修改 flush 的指针指向
inline void write (const T &value_, bool incomplete_)
{
  // 注意在这里写入数据的时候修改的是_f 指针
  //  Place the value to the queue, add new terminator element.
  _queue.back () = value_;
  _queue.push ();

  //  Move the "flush up to here" poiter.
  if (!incomplete_)
    // incomplete_为 false 表示写完毕数据了，可以修改 flush 指针指向
    _f = &_queue.back ();
}

3、write(‘b’, false)

由于进行了 push 操作，因此 back_pos 更新为 1，而 end_pos 更新为 2。

写入一个元素 b，同时 incomplete 为 false，意味着写入完成，此时需要修改 flush 指针指向队列尾，即新的 back_pos 位置 2。

4、flush()

刷新数据操作，该操作中将更新_w 以及_c 指针。

更新_w 指针的操作，由于只有写线程来完成，因此不需要加锁，_w 指针用于与_f 指针进行对比，快速知道是否有数据需要刷新，以唤醒读线程来继续读数据。

而_c 指针，则是读写线程都可以操作，因此需要使用原子的 CAS 操作来修改，它的可能值有以下几种：

• NULL：读线程设置，此时意味着已经没有数据可读，读线程在休眠。
• 非零：写线程设置，这里又区分两种情况：
  • 旧值为_w 的情况下，cas(_w,_f) 操作修改为_f，意味着如果原先的值为_w，则原子性的修改为_f，表示有更多已被刷新的数据可读。
  • 在旧值为 NULL 的情况下，此时读线程休眠，因此可以安全的设置为当前_f 指针的位置。

inline bool flush ()
{
  //  If there are no un-flushed items, do nothing.
  //  _w 等于_f，意味着没有需要刷新的元素了，直接返回
  if (_w == _f)
    return true;

  //  Try to set 'c' to 'f'.
  //  如果 c 原来是_w，切换为_f，同时返回旧的值
  //  如果返回值不是_w，意味着旧的值不是_w
  if (_c.cas (_w, _f) != _w) {
    //  Compare-and-swap was unseccessful because 'c' is NULL.
    //  This means that the reader is asleep. Therefore we don't
    //  care about thread-safeness and update c in non-atomic
    //  manner. We'll return false to let the caller know
    //  that reader is sleeping.
    //  cas 操作返回不是_w，意味着_c 指针为 NULL
    //  这种情况下读线程在休眠，因此需要修改_w 指针为_f 并且返回 false 唤醒读线程
    _c.set (_f);
    _w = _f;
    return false;
  }

  //  Reader is alive. Nothing special to do now. Just move
  //  the 'first un-flushed item' pointer to 'f'.
  //  到了这里意味着读线程没有在休眠，直接修改_w 指针为_f
  _w = _f;
  return true;
}

5、read(&ret)

第一次读操作，read 函数返回 true 表示读到了数据，ret 中保存的是’a’返回。

读操作首先进入 check_read 函数中检查是否有数据可读，做以下的判断：

• &_queue.front () != _r && _r：如果队列头不等于_r，而且_r 不为 NULL，意味着有预读的数据，这种情况下直接返回。
• 如果上面的条件不满足，意味着没有预读的数据。此时根据_c 指针来判断是否有数据可读。使用原子的 CAS 操作，在_c 为队列头的情况下重置为 NULL，同时将_c 的旧值返回到_r 指针中，如果_r 为队列头或者为 NULL，则返回 false 表示没有数据可读。
• 否则，返回 true 意味着有数据可读。

而在 check_read 函数返回 true 表示有数据可读的情况下，read 函数将 pop 出队列的头部数据，这个操作将 begin_pos 递增一位。

//  返回是否有数据可以读
inline bool check_read ()
{
  //  Was the value prefetched already? If so, return.
  //  队列首元素位置不等于_r 并且_r 不为 NULL，说明有元素可读
  if (&_queue.front () != _r && _r)
    return true;

  //  There's no prefetched value, so let us prefetch more values.
  //  Prefetching is to simply retrieve the
  //  pointer from c in atomic fashion. If there are no
  //  items to prefetch, set c to NULL (using compare-and-swap).
  //  返回_c 的旧值到_r 中，同时如果_c 为队列头，则设置为 NULL
  _r = _c.cas (&_queue.front (), NULL);

  //  If there are no elements prefetched, exit.
  //  During pipe's lifetime r should never be NULL, however,
  //  it can happen during pipe shutdown when items
  //  are being deallocated.
  //  如果_c 的旧值为队列头，或者_c 的旧值为 NULL，则没有数据可读
  if (&_queue.front () == _r || !_r)
    return false;

  //  There was at least one value prefetched.
  return true;
}
//  Reads an item from the pipe. Returns false if there is no value.
//  available.
inline bool read (T *value_)
{
  //  Try to prefetch a value.
  if (!check_read ())
    return false;

  //  There was at least one value prefetched.
  //  Return it to the caller.
  *value_ = _queue.front ();
  _queue.pop ();
  return true;
}

明白了以上的流程，具体解释第一次调用 read(&ret) 操作：

• 在调用之前，_r 指向队列头，由于_c 不是指向队列头，所以_r = _c.cas (&_queue.front (), NULL) 的操作并没有修改_c 的值，只是将_r 置为_c，然后 check_read 函数返回 true 表示有数据可读。
• 由于 check_read 函数返回 true 表示有数据可读，因此 read 函数中调用 pop 函数读出队列头数据，同时将 begin_pos 递增为 1。

6、read(&ret)

第二次读操作，read 函数返回 true 表示读到了数据，ret 中保存的是’b’返回。

流程如下：

• 此时_r 和_c 为 back_pos 即索引位置 2，而队列头为 begin_pos 索引位置 1，因此有数据可读 check_read 返回 true。
• 由于 check_read 函数返回 true 表示有数据可读，因此 read 函数中调用 pop 函数读出队列头数据，同时将 begin_pos 递增为 2。

7、read(&ret)

第三次读操作（上图中没有给出），read 函数返回 false 表示没有数据可读。

流程如下：

• 此时_r 为 back_pos 即索引位置 2，而队列头 begin_pos 也是 2，因此 check_read 返回 false 表示没有数据可读。

总结 ypipe_t 的整体设计：

• 区分了几个指针，分别有以下不同的功能：
  • _f：用于存放刷新数据的位置。只有写线程可以更新，在写入的数据未完成的情况下不会更新该指针。
  • _w：用于存放写入数据的位置。只有写线程可以更新，只有在写入完成之后调用 flush 函数才会将该指针更新到_f。
  • _r：用于存放读取数据的位置。只有读线程可以更新，如果_r 不是队列头，则表示一直有数据可读；否则需要根据_c 的值判断是否有数据可读。
  • _c：指向最后一个被刷新数据的位置，读写线程都可以修改，如果为 NULL 表示没有数据可读。

mailbox_t

有了以上的介绍，实际理解起来 mailbox_t 的实现就比较简单了。但是前面分析 ypipe_t 的时候提到过，这个无锁队列的实现是单写单读的，而正常情况下，会有多个不同的线程同时往一个 actor 发消息，即需要的是多写多读的模式，来看 mailbox_t 中 send 函数的实现：

void zmq::mailbox_t::send (const command_t &cmd_)
{
    // 这里需要加锁，因为是多写一读的邮箱
    _sync.lock ();
    _cpipe.write (cmd_, false);
    const bool ok = _cpipe.flush ();
    _sync.unlock ();
    if (!ok)  // flush 操作返回 false 意味着读线程在休眠，signal 发送信号唤醒读线程
        _signaler.send ();
}

可以从代码中看到，虽然 ypipe_t 的实现了一个单写单读的无锁队列，但是由于没有解决多写多读问题，还是需要在写入数据的时候加锁。 因此， zeromq 号称的无锁消息队列设计，其实准确的说只是针对读写线程无锁，对于多个写线程而言还是有锁的 。

另外，由于在没有元素可读的情况下，读线程会休眠，因此需要一个唤醒读线程的机制，这里采用了 signaler_t 类型的成员变量_signaler，内部实现实际上一个 pipe，向这个 pipe 写入一个字符用于唤醒读线程。