Documentation/RCU/Design/Expedited-Grace-Periods/Expedited-Grace-Periods.html

   1 <!DOCTYPE HTML PUBLIC "-//W3C//DTD HTML 4.01 Transitional//EN"
   2         "http://www.w3.org/TR/html4/loose.dtd">
   3         <html>
   4         <head><title>A Tour Through TREE_RCU's Expedited Grace Periods</title>
   5         <meta HTTP-EQUIV="Content-Type" CONTENT="text/html; charset=iso-8859-1">
   6
   7 <h2>Introduction</h2>
   8
   9 This document describes RCU's expedited grace periods.
  10 Unlike RCU's normal grace periods, which accept long latencies to attain
  11 high efficiency and minimal disturbance, expedited grace periods accept
  12 lower efficiency and significant disturbance to attain shorter latencies.
  13
  14 <p>
  15 There are two flavors of RCU (RCU-preempt and RCU-sched), with an earlier
  16 third RCU-bh flavor having been implemented in terms of the other two.
  17 Each of the two implementations is covered in its own section.
  18
  19 <ol>
  20 <li>    <a href="#Expedited Grace Period Design">
  21         Expedited Grace Period Design</a>
  22 <li>    <a href="#RCU-preempt Expedited Grace Periods">
  23         RCU-preempt Expedited Grace Periods</a>
  24 <li>    <a href="#RCU-sched Expedited Grace Periods">
  25         RCU-sched Expedited Grace Periods</a>
  26 <li>    <a href="#Expedited Grace Period and CPU Hotplug">
  27         Expedited Grace Period and CPU Hotplug</a>
  28 <li>    <a href="#Expedited Grace Period Refinements">
  29         Expedited Grace Period Refinements</a>
  30 </ol>
  31
  32 <h2><a name="Expedited Grace Period Design">
  33 Expedited Grace Period Design</a></h2>
  34
  35 <p>
  36 The expedited RCU grace periods cannot be accused of being subtle,
  37 given that they for all intents and purposes hammer every CPU that
  38 has not yet provided a quiescent state for the current expedited
  39 grace period.
  40 The one saving grace is that the hammer has grown a bit smaller
  41 over time:  The old call to <tt>try_stop_cpus()</tt> has been
  42 replaced with a set of calls to <tt>smp_call_function_single()</tt>,
  43 each of which results in an IPI to the target CPU.
  44 The corresponding handler function checks the CPU's state, motivating
  45 a faster quiescent state where possible, and triggering a report
  46 of that quiescent state.
  47 As always for RCU, once everything has spent some time in a quiescent
  48 state, the expedited grace period has completed.
  49
  50 <p>
  51 The details of the <tt>smp_call_function_single()</tt> handler's
  52 operation depend on the RCU flavor, as described in the following
  53 sections.
  54
  55 <h2><a name="RCU-preempt Expedited Grace Periods">
  56 RCU-preempt Expedited Grace Periods</a></h2>
  57
  58 <p>
  59 The overall flow of the handling of a given CPU by an RCU-preempt
  60 expedited grace period is shown in the following diagram:
  61
  62 <p><img src="ExpRCUFlow.svg" alt="ExpRCUFlow.svg" width="55%">
  63
  64 <p>
  65 The solid arrows denote direct action, for example, a function call.
  66 The dotted arrows denote indirect action, for example, an IPI
  67 or a state that is reached after some time.
  68
  69 <p>
  70 If a given CPU is offline or idle, <tt>synchronize_rcu_expedited()</tt>
  71 will ignore it because idle and offline CPUs are already residing
  72 in quiescent states.
  73 Otherwise, the expedited grace period will use
  74 <tt>smp_call_function_single()</tt> to send the CPU an IPI, which
  75 is handled by <tt>sync_rcu_exp_handler()</tt>.
  76
  77 <p>
  78 However, because this is preemptible RCU, <tt>sync_rcu_exp_handler()</tt>
  79 can check to see if the CPU is currently running in an RCU read-side
  80 critical section.
  81 If not, the handler can immediately report a quiescent state.
  82 Otherwise, it sets flags so that the outermost <tt>rcu_read_unlock()</tt>
  83 invocation will provide the needed quiescent-state report.
  84 This flag-setting avoids the previous forced preemption of all
  85 CPUs that might have RCU read-side critical sections.
  86 In addition, this flag-setting is done so as to avoid increasing
  87 the overhead of the common-case fastpath through the scheduler.
  88
  89 <p>
  90 Again because this is preemptible RCU, an RCU read-side critical section
  91 can be preempted.
  92 When that happens, RCU will enqueue the task, which will the continue to
  93 block the current expedited grace period until it resumes and finds its
  94 outermost <tt>rcu_read_unlock()</tt>.
  95 The CPU will report a quiescent state just after enqueuing the task because
  96 the CPU is no longer blocking the grace period.
  97 It is instead the preempted task doing the blocking.
  98 The list of blocked tasks is managed by <tt>rcu_preempt_ctxt_queue()</tt>,
  99 which is called from <tt>rcu_preempt_note_context_switch()</tt>, which
 100 in turn is called from <tt>rcu_note_context_switch()</tt>, which in
 101 turn is called from the scheduler.
 102
 103 <table>
 104 <tr><th>&nbsp;</th></tr>
 105 <tr><th align="left">Quick Quiz:</th></tr>
 106 <tr><td>
 107         Why not just have the expedited grace period check the
 108         state of all the CPUs?
 109         After all, that would avoid all those real-time-unfriendly IPIs.
 110 </td></tr>
 111 <tr><th align="left">Answer:</th></tr>
 112 <tr><td bgcolor="#ffffff"><font color="ffffff">
 113         Because we want the RCU read-side critical sections to run fast,
 114         which means no memory barriers.
 115         Therefore, it is not possible to safely check the state from some
 116         other CPU.
 117         And even if it was possible to safely check the state, it would
 118         still be necessary to IPI the CPU to safely interact with the
 119         upcoming <tt>rcu_read_unlock()</tt> invocation, which means that
 120         the remote state testing would not help the worst-case
 121         latency that real-time applications care about.
 122
 123         <p><font color="ffffff">One way to prevent your real-time
 124         application from getting hit with these IPIs is to
 125         build your kernel with <tt>CONFIG_NO_HZ_FULL=y</tt>.
 126         RCU would then perceive the CPU running your application
 127         as being idle, and it would be able to safely detect that
 128         state without needing to IPI the CPU.
 129 </font></td></tr>
 130 <tr><td>&nbsp;</td></tr>
 131 </table>
 132
 133 <p>
 134 Please note that this is just the overall flow:
 135 Additional complications can arise due to races with CPUs going idle
 136 or offline, among other things.
 137
 138 <h2><a name="RCU-sched Expedited Grace Periods">
 139 RCU-sched Expedited Grace Periods</a></h2>
 140
 141 <p>
 142 The overall flow of the handling of a given CPU by an RCU-sched
 143 expedited grace period is shown in the following diagram:
 144
 145 <p><img src="ExpSchedFlow.svg" alt="ExpSchedFlow.svg" width="55%">
 146
 147 <p>
 148 As with RCU-preempt's <tt>synchronize_rcu_expedited()</tt>,
 149 <tt>synchronize_sched_expedited()</tt> ignores offline and
 150 idle CPUs, again because they are in remotely detectable
 151 quiescent states.
 152 However, the <tt>synchronize_rcu_expedited()</tt> handler
 153 is <tt>sync_sched_exp_handler()</tt>, and because the
 154 <tt>rcu_read_lock_sched()</tt> and <tt>rcu_read_unlock_sched()</tt>
 155 leave no trace of their invocation, in general it is not possible to tell
 156 whether or not the current CPU is in an RCU read-side critical section.
 157 The best that <tt>sync_sched_exp_handler()</tt> can do is to check
 158 for idle, on the off-chance that the CPU went idle while the IPI
 159 was in flight.
 160 If the CPU is idle, then <tt>sync_sched_exp_handler()</tt> reports
 161 the quiescent state.
 162
 163 <p>
 164 Otherwise, the handler invokes <tt>resched_cpu()</tt>, which forces
 165 a future context switch.
 166 At the time of the context switch, the CPU reports the quiescent state.
 167 Should the CPU go offline first, it will report the quiescent state
 168 at that time.
 169
 170 <h2><a name="Expedited Grace Period and CPU Hotplug">
 171 Expedited Grace Period and CPU Hotplug</a></h2>
 172
 173 <p>
 174 The expedited nature of expedited grace periods require a much tighter
 175 interaction with CPU hotplug operations than is required for normal
 176 grace periods.
 177 In addition, attempting to IPI offline CPUs will result in splats, but
 178 failing to IPI online CPUs can result in too-short grace periods.
 179 Neither option is acceptable in production kernels.
 180
 181 <p>
 182 The interaction between expedited grace periods and CPU hotplug operations
 183 is carried out at several levels:
 184
 185 <ol>
 186 <li>    The number of CPUs that have ever been online is tracked
 187         by the <tt>rcu_state</tt> structure's <tt>-&gt;ncpus</tt>
 188         field.
 189         The <tt>rcu_state</tt> structure's <tt>-&gt;ncpus_snap</tt>
 190         field tracks the number of CPUs that have ever been online
 191         at the beginning of an RCU expedited grace period.
 192         Note that this number never decreases, at least in the absence
 193         of a time machine.
 194 <li>    The identities of the CPUs that have ever been online is
 195         tracked by the <tt>rcu_node</tt> structure's
 196         <tt>-&gt;expmaskinitnext</tt> field.
 197         The <tt>rcu_node</tt> structure's <tt>-&gt;expmaskinit</tt>
 198         field tracks the identities of the CPUs that were online
 199         at least once at the beginning of the most recent RCU
 200         expedited grace period.
 201         The <tt>rcu_state</tt> structure's <tt>-&gt;ncpus</tt> and
 202         <tt>-&gt;ncpus_snap</tt> fields are used to detect when
 203         new CPUs have come online for the first time, that is,
 204         when the <tt>rcu_node</tt> structure's <tt>-&gt;expmaskinitnext</tt>
 205         field has changed since the beginning of the last RCU
 206         expedited grace period, which triggers an update of each
 207         <tt>rcu_node</tt> structure's <tt>-&gt;expmaskinit</tt>
 208         field from its <tt>-&gt;expmaskinitnext</tt> field.
 209 <li>    Each <tt>rcu_node</tt> structure's <tt>-&gt;expmaskinit</tt>
 210         field is used to initialize that structure's
 211         <tt>-&gt;expmask</tt> at the beginning of each RCU
 212         expedited grace period.
 213         This means that only those CPUs that have been online at least
 214         once will be considered for a given grace period.
 215 <li>    Any CPU that goes offline will clear its bit in its leaf
 216         <tt>rcu_node</tt> structure's <tt>-&gt;qsmaskinitnext</tt>
 217         field, so any CPU with that bit clear can safely be ignored.
 218         However, it is possible for a CPU coming online or going offline
 219         to have this bit set for some time while <tt>cpu_online</tt>
 220         returns <tt>false</tt>.
 221 <li>    For each non-idle CPU that RCU believes is currently online, the grace
 222         period invokes <tt>smp_call_function_single()</tt>.
 223         If this succeeds, the CPU was fully online.
 224         Failure indicates that the CPU is in the process of coming online
 225         or going offline, in which case it is necessary to wait for a
 226         short time period and try again.
 227         The purpose of this wait (or series of waits, as the case may be)
 228         is to permit a concurrent CPU-hotplug operation to complete.
 229 <li>    In the case of RCU-sched, one of the last acts of an outgoing CPU
 230         is to invoke <tt>rcu_report_dead()</tt>, which
 231         reports a quiescent state for that CPU.
 232         However, this is likely paranoia-induced redundancy. <!-- @@@ -->
 233 </ol>
 234
 235 <table>
 236 <tr><th>&nbsp;</th></tr>
 237 <tr><th align="left">Quick Quiz:</th></tr>
 238 <tr><td>
 239         Why all the dancing around with multiple counters and masks
 240         tracking CPUs that were once online?
 241         Why not just have a single set of masks tracking the currently
 242         online CPUs and be done with it?
 243 </td></tr>
 244 <tr><th align="left">Answer:</th></tr>
 245 <tr><td bgcolor="#ffffff"><font color="ffffff">
 246         Maintaining single set of masks tracking the online CPUs <i>sounds</i>
 247         easier, at least until you try working out all the race conditions
 248         between grace-period initialization and CPU-hotplug operations.
 249         For example, suppose initialization is progressing down the
 250         tree while a CPU-offline operation is progressing up the tree.
 251         This situation can result in bits set at the top of the tree
 252         that have no counterparts at the bottom of the tree.
 253         Those bits will never be cleared, which will result in
 254         grace-period hangs.
 255         In short, that way lies madness, to say nothing of a great many
 256         bugs, hangs, and deadlocks.
 257
 258         <p><font color="ffffff">
 259         In contrast, the current multi-mask multi-counter scheme ensures
 260         that grace-period initialization will always see consistent masks
 261         up and down the tree, which brings significant simplifications
 262         over the single-mask method.
 263
 264         <p><font color="ffffff">
 265         This is an instance of
 266         <a href="http://www.cs.columbia.edu/~library/TR-repository/reports/reports-1992/cucs-039-92.ps.gz"><font color="ffffff">
 267         deferring work in order to avoid synchronization</a>.
 268         Lazily recording CPU-hotplug events at the beginning of the next
 269         grace period greatly simplifies maintenance of the CPU-tracking
 270         bitmasks in the <tt>rcu_node</tt> tree.
 271 </font></td></tr>
 272 <tr><td>&nbsp;</td></tr>
 273 </table>
 274
 275 <h2><a name="Expedited Grace Period Refinements">
 276 Expedited Grace Period Refinements</a></h2>
 277
 278 <ol>
 279 <li>    <a href="#Idle-CPU Checks">Idle-CPU checks</a>.
 280 <li>    <a href="#Batching via Sequence Counter">
 281         Batching via sequence counter</a>.
 282 <li>    <a href="#Funnel Locking and Wait/Wakeup">
 283         Funnel locking and wait/wakeup</a>.
 284 <li>    <a href="#Use of Workqueues">Use of Workqueues</a>.
 285 <li>    <a href="#Stall Warnings">Stall warnings</a>.
 286 <li>    <a href="#Mid-Boot Operation">Mid-boot operation</a>.
 287 </ol>
 288
 289 <h3><a name="Idle-CPU Checks">Idle-CPU Checks</a></h3>
 290
 291 <p>
 292 Each expedited grace period checks for idle CPUs when initially forming
 293 the mask of CPUs to be IPIed and again just before IPIing a CPU
 294 (both checks are carried out by <tt>sync_rcu_exp_select_cpus()</tt>).
 295 If the CPU is idle at any time between those two times, the CPU will
 296 not be IPIed.
 297 Instead, the task pushing the grace period forward will include the
 298 idle CPUs in the mask passed to <tt>rcu_report_exp_cpu_mult()</tt>.
 299
 300 <p>
 301 For RCU-sched, there is an additional check for idle in the IPI
 302 handler, <tt>sync_sched_exp_handler()</tt>.
 303 If the IPI has interrupted the idle loop, then
 304 <tt>sync_sched_exp_handler()</tt> invokes <tt>rcu_report_exp_rdp()</tt>
 305 to report the corresponding quiescent state.
 306
 307 <p>
 308 For RCU-preempt, there is no specific check for idle in the
 309 IPI handler (<tt>sync_rcu_exp_handler()</tt>), but because
 310 RCU read-side critical sections are not permitted within the
 311 idle loop, if <tt>sync_rcu_exp_handler()</tt> sees that the CPU is within
 312 RCU read-side critical section, the CPU cannot possibly be idle.
 313 Otherwise, <tt>sync_rcu_exp_handler()</tt> invokes
 314 <tt>rcu_report_exp_rdp()</tt> to report the corresponding quiescent
 315 state, regardless of whether or not that quiescent state was due to
 316 the CPU being idle.
 317
 318 <p>
 319 In summary, RCU expedited grace periods check for idle when building
 320 the bitmask of CPUs that must be IPIed, just before sending each IPI,
 321 and (either explicitly or implicitly) within the IPI handler.
 322
 323 <h3><a name="Batching via Sequence Counter">
 324 Batching via Sequence Counter</a></h3>
 325
 326 <p>
 327 If each grace-period request was carried out separately, expedited
 328 grace periods would have abysmal scalability and
 329 problematic high-load characteristics.
 330 Because each grace-period operation can serve an unlimited number of
 331 updates, it is important to <i>batch</i> requests, so that a single
 332 expedited grace-period operation will cover all requests in the
 333 corresponding batch.
 334
 335 <p>
 336 This batching is controlled by a sequence counter named
 337 <tt>-&gt;expedited_sequence</tt> in the <tt>rcu_state</tt> structure.
 338 This counter has an odd value when there is an expedited grace period
 339 in progress and an even value otherwise, so that dividing the counter
 340 value by two gives the number of completed grace periods.
 341 During any given update request, the counter must transition from
 342 even to odd and then back to even, thus indicating that a grace
 343 period has elapsed.
 344 Therefore, if the initial value of the counter is <tt>s</tt>,
 345 the updater must wait until the counter reaches at least the
 346 value <tt>(s+3)&amp;~0x1</tt>.
 347 This counter is managed by the following access functions:
 348
 349 <ol>
 350 <li>    <tt>rcu_exp_gp_seq_start()</tt>, which marks the start of
 351         an expedited grace period.
 352 <li>    <tt>rcu_exp_gp_seq_end()</tt>, which marks the end of an
 353         expedited grace period.
 354 <li>    <tt>rcu_exp_gp_seq_snap()</tt>, which obtains a snapshot of
 355         the counter.
 356 <li>    <tt>rcu_exp_gp_seq_done()</tt>, which returns <tt>true</tt>
 357         if a full expedited grace period has elapsed since the
 358         corresponding call to <tt>rcu_exp_gp_seq_snap()</tt>.
 359 </ol>
 360
 361 <p>
 362 Again, only one request in a given batch need actually carry out
 363 a grace-period operation, which means there must be an efficient
 364 way to identify which of many concurrent reqeusts will initiate
 365 the grace period, and that there be an efficient way for the
 366 remaining requests to wait for that grace period to complete.
 367 However, that is the topic of the next section.
 368
 369 <h3><a name="Funnel Locking and Wait/Wakeup">
 370 Funnel Locking and Wait/Wakeup</a></h3>
 371
 372 <p>
 373 The natural way to sort out which of a batch of updaters will initiate
 374 the expedited grace period is to use the <tt>rcu_node</tt> combining
 375 tree, as implemented by the <tt>exp_funnel_lock()</tt> function.
 376 The first updater corresponding to a given grace period arriving
 377 at a given <tt>rcu_node</tt> structure records its desired grace-period
 378 sequence number in the <tt>-&gt;exp_seq_rq</tt> field and moves up
 379 to the next level in the tree.
 380 Otherwise, if the <tt>-&gt;exp_seq_rq</tt> field already contains
 381 the sequence number for the desired grace period or some later one,
 382 the updater blocks on one of four wait queues in the
 383 <tt>-&gt;exp_wq[]</tt> array, using the second-from-bottom
 384 and third-from bottom bits as an index.
 385 An <tt>-&gt;exp_lock</tt> field in the <tt>rcu_node</tt> structure
 386 synchronizes access to these fields.
 387
 388 <p>
 389 An empty <tt>rcu_node</tt> tree is shown in the following diagram,
 390 with the white cells representing the <tt>-&gt;exp_seq_rq</tt> field
 391 and the red cells representing the elements of the
 392 <tt>-&gt;exp_wq[]</tt> array.
 393
 394 <p><img src="Funnel0.svg" alt="Funnel0.svg" width="75%">
 395
 396 <p>
 397 The next diagram shows the situation after the arrival of Task&nbsp;A
 398 and Task&nbsp;B at the leftmost and rightmost leaf <tt>rcu_node</tt>
 399 structures, respectively.
 400 The current value of the <tt>rcu_state</tt> structure's
 401 <tt>-&gt;expedited_sequence</tt> field is zero, so adding three and
 402 clearing the bottom bit results in the value two, which both tasks
 403 record in the <tt>-&gt;exp_seq_rq</tt> field of their respective
 404 <tt>rcu_node</tt> structures:
 405
 406 <p><img src="Funnel1.svg" alt="Funnel1.svg" width="75%">
 407
 408 <p>
 409 Each of Tasks&nbsp;A and&nbsp;B will move up to the root
 410 <tt>rcu_node</tt> structure.
 411 Suppose that Task&nbsp;A wins, recording its desired grace-period sequence
 412 number and resulting in the state shown below:
 413
 414 <p><img src="Funnel2.svg" alt="Funnel2.svg" width="75%">
 415
 416 <p>
 417 Task&nbsp;A now advances to initiate a new grace period, while Task&nbsp;B
 418 moves up to the root <tt>rcu_node</tt> structure, and, seeing that
 419 its desired sequence number is already recorded, blocks on
 420 <tt>-&gt;exp_wq[1]</tt>.
 421
 422 <table>
 423 <tr><th>&nbsp;</th></tr>
 424 <tr><th align="left">Quick Quiz:</th></tr>
 425 <tr><td>
 426         Why <tt>-&gt;exp_wq[1]</tt>?
 427         Given that the value of these tasks' desired sequence number is
 428         two, so shouldn't they instead block on <tt>-&gt;exp_wq[2]</tt>?
 429 </td></tr>
 430 <tr><th align="left">Answer:</th></tr>
 431 <tr><td bgcolor="#ffffff"><font color="ffffff">
 432         No.
 433
 434         <p><font color="ffffff">
 435         Recall that the bottom bit of the desired sequence number indicates
 436         whether or not a grace period is currently in progress.
 437         It is therefore necessary to shift the sequence number right one
 438         bit position to obtain the number of the grace period.
 439         This results in <tt>-&gt;exp_wq[1]</tt>.
 440 </font></td></tr>
 441 <tr><td>&nbsp;</td></tr>
 442 </table>
 443
 444 <p>
 445 If Tasks&nbsp;C and&nbsp;D also arrive at this point, they will compute the
 446 same desired grace-period sequence number, and see that both leaf
 447 <tt>rcu_node</tt> structures already have that value recorded.
 448 They will therefore block on their respective <tt>rcu_node</tt>
 449 structures' <tt>-&gt;exp_wq[1]</tt> fields, as shown below:
 450
 451 <p><img src="Funnel3.svg" alt="Funnel3.svg" width="75%">
 452
 453 <p>
 454 Task&nbsp;A now acquires the <tt>rcu_state</tt> structure's
 455 <tt>-&gt;exp_mutex</tt> and initiates the grace period, which
 456 increments <tt>-&gt;expedited_sequence</tt>.
 457 Therefore, if Tasks&nbsp;E and&nbsp;F arrive, they will compute
 458 a desired sequence number of 4 and will record this value as
 459 shown below:
 460
 461 <p><img src="Funnel4.svg" alt="Funnel4.svg" width="75%">
 462
 463 <p>
 464 Tasks&nbsp;E and&nbsp;F will propagate up the <tt>rcu_node</tt>
 465 combining tree, with Task&nbsp;F blocking on the root <tt>rcu_node</tt>
 466 structure and Task&nbsp;E wait for Task&nbsp;A to finish so that
 467 it can start the next grace period.
 468 The resulting state is as shown below:
 469
 470 <p><img src="Funnel5.svg" alt="Funnel5.svg" width="75%">
 471
 472 <p>
 473 Once the grace period completes, Task&nbsp;A
 474 starts waking up the tasks waiting for this grace period to complete,
 475 increments the <tt>-&gt;expedited_sequence</tt>,
 476 acquires the <tt>-&gt;exp_wake_mutex</tt> and then releases the
 477 <tt>-&gt;exp_mutex</tt>.
 478 This results in the following state:
 479
 480 <p><img src="Funnel6.svg" alt="Funnel6.svg" width="75%">
 481
 482 <p>
 483 Task&nbsp;E can then acquire <tt>-&gt;exp_mutex</tt> and increment
 484 <tt>-&gt;expedited_sequence</tt> to the value three.
 485 If new tasks&nbsp;G and&nbsp;H arrive and moves up the combining tree at the
 486 same time, the state will be as follows:
 487
 488 <p><img src="Funnel7.svg" alt="Funnel7.svg" width="75%">
 489
 490 <p>
 491 Note that three of the root <tt>rcu_node</tt> structure's
 492 waitqueues are now occupied.
 493 However, at some point, Task&nbsp;A will wake up the
 494 tasks blocked on the <tt>-&gt;exp_wq</tt> waitqueues, resulting
 495 in the following state:
 496
 497 <p><img src="Funnel8.svg" alt="Funnel8.svg" width="75%">
 498
 499 <p>
 500 Execution will continue with Tasks&nbsp;E and&nbsp;H completing
 501 their grace periods and carrying out their wakeups.
 502
 503 <table>
 504 <tr><th>&nbsp;</th></tr>
 505 <tr><th align="left">Quick Quiz:</th></tr>
 506 <tr><td>
 507         What happens if Task&nbsp;A takes so long to do its wakeups
 508         that Task&nbsp;E's grace period completes?
 509 </td></tr>
 510 <tr><th align="left">Answer:</th></tr>
 511 <tr><td bgcolor="#ffffff"><font color="ffffff">
 512         Then Task&nbsp;E will block on the <tt>-&gt;exp_wake_mutex</tt>,
 513         which will also prevent it from releasing <tt>-&gt;exp_mutex</tt>,
 514         which in turn will prevent the next grace period from starting.
 515         This last is important in preventing overflow of the
 516         <tt>-&gt;exp_wq[]</tt> array.
 517 </font></td></tr>
 518 <tr><td>&nbsp;</td></tr>
 519 </table>
 520
 521 <h3><a name="Use of Workqueues">Use of Workqueues</a></h3>
 522
 523 <p>
 524 In earlier implementations, the task requesting the expedited
 525 grace period also drove it to completion.
 526 This straightforward approach had the disadvantage of needing to
 527 account for POSIX signals sent to user tasks,
 528 so more recent implemementations use the Linux kernel's
 529 <a href="https://www.kernel.org/doc/Documentation/core-api/workqueue.rst">workqueues</a>.
 530
 531 <p>
 532 The requesting task still does counter snapshotting and funnel-lock
 533 processing, but the task reaching the top of the funnel lock
 534 does a <tt>schedule_work()</tt> (from <tt>_synchronize_rcu_expedited()</tt>
 535 so that a workqueue kthread does the actual grace-period processing.
 536 Because workqueue kthreads do not accept POSIX signals, grace-period-wait
 537 processing need not allow for POSIX signals.
 538
 539 In addition, this approach allows wakeups for the previous expedited
 540 grace period to be overlapped with processing for the next expedited
 541 grace period.
 542 Because there are only four sets of waitqueues, it is necessary to
 543 ensure that the previous grace period's wakeups complete before the
 544 next grace period's wakeups start.
 545 This is handled by having the <tt>-&gt;exp_mutex</tt>
 546 guard expedited grace-period processing and the
 547 <tt>-&gt;exp_wake_mutex</tt> guard wakeups.
 548 The key point is that the <tt>-&gt;exp_mutex</tt> is not released
 549 until the first wakeup is complete, which means that the
 550 <tt>-&gt;exp_wake_mutex</tt> has already been acquired at that point.
 551 This approach ensures that the previous grace period's wakeups can
 552 be carried out while the current grace period is in process, but
 553 that these wakeups will complete before the next grace period starts.
 554 This means that only three waitqueues are required, guaranteeing that
 555 the four that are provided are sufficient.
 556
 557 <h3><a name="Stall Warnings">Stall Warnings</a></h3>
 558
 559 <p>
 560 Expediting grace periods does nothing to speed things up when RCU
 561 readers take too long, and therefore expedited grace periods check
 562 for stalls just as normal grace periods do.
 563
 564 <table>
 565 <tr><th>&nbsp;</th></tr>
 566 <tr><th align="left">Quick Quiz:</th></tr>
 567 <tr><td>
 568         But why not just let the normal grace-period machinery
 569         detect the stalls, given that a given reader must block
 570         both normal and expedited grace periods?
 571 </td></tr>
 572 <tr><th align="left">Answer:</th></tr>
 573 <tr><td bgcolor="#ffffff"><font color="ffffff">
 574         Because it is quite possible that at a given time there
 575         is no normal grace period in progress, in which case the
 576         normal grace period cannot emit a stall warning.
 577 </font></td></tr>
 578 <tr><td>&nbsp;</td></tr>
 579 </table>
 580
 581 The <tt>synchronize_sched_expedited_wait()</tt> function loops waiting
 582 for the expedited grace period to end, but with a timeout set to the
 583 current RCU CPU stall-warning time.
 584 If this time is exceeded, any CPUs or <tt>rcu_node</tt> structures
 585 blocking the current grace period are printed.
 586 Each stall warning results in another pass through the loop, but the
 587 second and subsequent passes use longer stall times.
 588
 589 <h3><a name="Mid-Boot Operation">Mid-boot operation</a></h3>
 590
 591 <p>
 592 The use of workqueues has the advantage that the expedited
 593 grace-period code need not worry about POSIX signals.
 594 Unfortunately, it has the
 595 corresponding disadvantage that workqueues cannot be used until
 596 they are initialized, which does not happen until some time after
 597 the scheduler spawns the first task.
 598 Given that there are parts of the kernel that really do want to
 599 execute grace periods during this mid-boot &ldquo;dead zone&rdquo;,
 600 expedited grace periods must do something else during thie time.
 601
 602 <p>
 603 What they do is to fall back to the old practice of requiring that the
 604 requesting task drive the expedited grace period, as was the case
 605 before the use of workqueues.
 606 However, the requesting task is only required to drive the grace period
 607 during the mid-boot dead zone.
 608 Before mid-boot, a synchronous grace period is a no-op.
 609 Some time after mid-boot, workqueues are used.
 610
 611 <p>
 612 Non-expedited non-SRCU synchronous grace periods must also operate
 613 normally during mid-boot.
 614 This is handled by causing non-expedited grace periods to take the
 615 expedited code path during mid-boot.
 616
 617 <p>
 618 The current code assumes that there are no POSIX signals during
 619 the mid-boot dead zone.
 620 However, if an overwhelming need for POSIX signals somehow arises,
 621 appropriate adjustments can be made to the expedited stall-warning code.
 622 One such adjustment would reinstate the pre-workqueue stall-warning
 623 checks, but only during the mid-boot dead zone.
 624
 625 <p>
 626 With this refinement, synchronous grace periods can now be used from
 627 task context pretty much any time during the life of the kernel.
 628
 629 <h3><a name="Summary">
 630 Summary</a></h3>
 631
 632 <p>
 633 Expedited grace periods use a sequence-number approach to promote
 634 batching, so that a single grace-period operation can serve numerous
 635 requests.
 636 A funnel lock is used to efficiently identify the one task out of
 637 a concurrent group that will request the grace period.
 638 All members of the group will block on waitqueues provided in
 639 the <tt>rcu_node</tt> structure.
 640 The actual grace-period processing is carried out by a workqueue.
 641
 642 <p>
 643 CPU-hotplug operations are noted lazily in order to prevent the need
 644 for tight synchronization between expedited grace periods and
 645 CPU-hotplug operations.
 646 The dyntick-idle counters are used to avoid sending IPIs to idle CPUs,
 647 at least in the common case.
 648 RCU-preempt and RCU-sched use different IPI handlers and different
 649 code to respond to the state changes carried out by those handlers,
 650 but otherwise use common code.
 651
 652 <p>
 653 Quiescent states are tracked using the <tt>rcu_node</tt> tree,
 654 and once all necessary quiescent states have been reported,
 655 all tasks waiting on this expedited grace period are awakened.
 656 A pair of mutexes are used to allow one grace period's wakeups
 657 to proceed concurrently with the next grace period's processing.
 658
 659 <p>
 660 This combination of mechanisms allows expedited grace periods to
 661 run reasonably efficiently.
 662 However, for non-time-critical tasks, normal grace periods should be
 663 used instead because their longer duration permits much higher
 664 degrees of batching, and thus much lower per-request overheads.
 665
 666 </body></html>