Documentation/robust-futexes.txt

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   2 A description of what robust futexes are
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   5 :Started by: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
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   7 Background
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  10 what are robust futexes? To answer that, we first need to understand
  11 what futexes are: normal futexes are special types of locks that in the
  12 noncontended case can be acquired/released from userspace without having
  13 to enter the kernel.
  14
  15 A futex is in essence a user-space address, e.g. a 32-bit lock variable
  16 field. If userspace notices contention (the lock is already owned and
  17 someone else wants to grab it too) then the lock is marked with a value
  18 that says "there's a waiter pending", and the sys_futex(FUTEX_WAIT)
  19 syscall is used to wait for the other guy to release it. The kernel
  20 creates a 'futex queue' internally, so that it can later on match up the
  21 waiter with the waker - without them having to know about each other.
  22 When the owner thread releases the futex, it notices (via the variable
  23 value) that there were waiter(s) pending, and does the
  24 sys_futex(FUTEX_WAKE) syscall to wake them up.  Once all waiters have
  25 taken and released the lock, the futex is again back to 'uncontended'
  26 state, and there's no in-kernel state associated with it. The kernel
  27 completely forgets that there ever was a futex at that address. This
  28 method makes futexes very lightweight and scalable.
  29
  30 "Robustness" is about dealing with crashes while holding a lock: if a
  31 process exits prematurely while holding a pthread_mutex_t lock that is
  32 also shared with some other process (e.g. yum segfaults while holding a
  33 pthread_mutex_t, or yum is kill -9-ed), then waiters for that lock need
  34 to be notified that the last owner of the lock exited in some irregular
  35 way.
  36
  37 To solve such types of problems, "robust mutex" userspace APIs were
  38 created: pthread_mutex_lock() returns an error value if the owner exits
  39 prematurely - and the new owner can decide whether the data protected by
  40 the lock can be recovered safely.
  41
  42 There is a big conceptual problem with futex based mutexes though: it is
  43 the kernel that destroys the owner task (e.g. due to a SEGFAULT), but
  44 the kernel cannot help with the cleanup: if there is no 'futex queue'
  45 (and in most cases there is none, futexes being fast lightweight locks)
  46 then the kernel has no information to clean up after the held lock!
  47 Userspace has no chance to clean up after the lock either - userspace is
  48 the one that crashes, so it has no opportunity to clean up. Catch-22.
  49
  50 In practice, when e.g. yum is kill -9-ed (or segfaults), a system reboot
  51 is needed to release that futex based lock. This is one of the leading
  52 bugreports against yum.
  53
  54 To solve this problem, the traditional approach was to extend the vma
  55 (virtual memory area descriptor) concept to have a notion of 'pending
  56 robust futexes attached to this area'. This approach requires 3 new
  57 syscall variants to sys_futex(): FUTEX_REGISTER, FUTEX_DEREGISTER and
  58 FUTEX_RECOVER. At do_exit() time, all vmas are searched to see whether
  59 they have a robust_head set. This approach has two fundamental problems
  60 left:
  61
  62  - it has quite complex locking and race scenarios. The vma-based
  63    approach had been pending for years, but they are still not completely
  64    reliable.
  65
  66  - they have to scan _every_ vma at sys_exit() time, per thread!
  67
  68 The second disadvantage is a real killer: pthread_exit() takes around 1
  69 microsecond on Linux, but with thousands (or tens of thousands) of vmas
  70 every pthread_exit() takes a millisecond or more, also totally
  71 destroying the CPU's L1 and L2 caches!
  72
  73 This is very much noticeable even for normal process sys_exit_group()
  74 calls: the kernel has to do the vma scanning unconditionally! (this is
  75 because the kernel has no knowledge about how many robust futexes there
  76 are to be cleaned up, because a robust futex might have been registered
  77 in another task, and the futex variable might have been simply mmap()-ed
  78 into this process's address space).
  79
  80 This huge overhead forced the creation of CONFIG_FUTEX_ROBUST so that
  81 normal kernels can turn it off, but worse than that: the overhead makes
  82 robust futexes impractical for any type of generic Linux distribution.
  83
  84 So something had to be done.
  85
  86 New approach to robust futexes
  87 ------------------------------
  88
  89 At the heart of this new approach there is a per-thread private list of
  90 robust locks that userspace is holding (maintained by glibc) - which
  91 userspace list is registered with the kernel via a new syscall [this
  92 registration happens at most once per thread lifetime]. At do_exit()
  93 time, the kernel checks this user-space list: are there any robust futex
  94 locks to be cleaned up?
  95
  96 In the common case, at do_exit() time, there is no list registered, so
  97 the cost of robust futexes is just a simple current->robust_list != NULL
  98 comparison. If the thread has registered a list, then normally the list
  99 is empty. If the thread/process crashed or terminated in some incorrect
 100 way then the list might be non-empty: in this case the kernel carefully
 101 walks the list [not trusting it], and marks all locks that are owned by
 102 this thread with the FUTEX_OWNER_DIED bit, and wakes up one waiter (if
 103 any).
 104
 105 The list is guaranteed to be private and per-thread at do_exit() time,
 106 so it can be accessed by the kernel in a lockless way.
 107
 108 There is one race possible though: since adding to and removing from the
 109 list is done after the futex is acquired by glibc, there is a few
 110 instructions window for the thread (or process) to die there, leaving
 111 the futex hung. To protect against this possibility, userspace (glibc)
 112 also maintains a simple per-thread 'list_op_pending' field, to allow the
 113 kernel to clean up if the thread dies after acquiring the lock, but just
 114 before it could have added itself to the list. Glibc sets this
 115 list_op_pending field before it tries to acquire the futex, and clears
 116 it after the list-add (or list-remove) has finished.
 117
 118 That's all that is needed - all the rest of robust-futex cleanup is done
 119 in userspace [just like with the previous patches].
 120
 121 Ulrich Drepper has implemented the necessary glibc support for this new
 122 mechanism, which fully enables robust mutexes.
 123
 124 Key differences of this userspace-list based approach, compared to the
 125 vma based method:
 126
 127  - it's much, much faster: at thread exit time, there's no need to loop
 128    over every vma (!), which the VM-based method has to do. Only a very
 129    simple 'is the list empty' op is done.
 130
 131  - no VM changes are needed - 'struct address_space' is left alone.
 132
 133  - no registration of individual locks is needed: robust mutexes don't
 134    need any extra per-lock syscalls. Robust mutexes thus become a very
 135    lightweight primitive - so they don't force the application designer
 136    to do a hard choice between performance and robustness - robust
 137    mutexes are just as fast.
 138
 139  - no per-lock kernel allocation happens.
 140
 141  - no resource limits are needed.
 142
 143  - no kernel-space recovery call (FUTEX_RECOVER) is needed.
 144
 145  - the implementation and the locking is "obvious", and there are no
 146    interactions with the VM.
 147
 148 Performance
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 150
 151 I have benchmarked the time needed for the kernel to process a list of 1
 152 million (!) held locks, using the new method [on a 2GHz CPU]:
 153
 154  - with FUTEX_WAIT set [contended mutex]: 130 msecs
 155  - without FUTEX_WAIT set [uncontended mutex]: 30 msecs
 156
 157 I have also measured an approach where glibc does the lock notification
 158 [which it currently does for !pshared robust mutexes], and that took 256
 159 msecs - clearly slower, due to the 1 million FUTEX_WAKE syscalls
 160 userspace had to do.
 161
 162 (1 million held locks are unheard of - we expect at most a handful of
 163 locks to be held at a time. Nevertheless it's nice to know that this
 164 approach scales nicely.)
 165
 166 Implementation details
 167 ----------------------
 168
 169 The patch adds two new syscalls: one to register the userspace list, and
 170 one to query the registered list pointer::
 171
 172  asmlinkage long
 173  sys_set_robust_list(struct robust_list_head __user *head,
 174                      size_t len);
 175
 176  asmlinkage long
 177  sys_get_robust_list(int pid, struct robust_list_head __user **head_ptr,
 178                      size_t __user *len_ptr);
 179
 180 List registration is very fast: the pointer is simply stored in
 181 current->robust_list. [Note that in the future, if robust futexes become
 182 widespread, we could extend sys_clone() to register a robust-list head
 183 for new threads, without the need of another syscall.]
 184
 185 So there is virtually zero overhead for tasks not using robust futexes,
 186 and even for robust futex users, there is only one extra syscall per
 187 thread lifetime, and the cleanup operation, if it happens, is fast and
 188 straightforward. The kernel doesn't have any internal distinction between
 189 robust and normal futexes.
 190
 191 If a futex is found to be held at exit time, the kernel sets the
 192 following bit of the futex word::
 193
 194         #define FUTEX_OWNER_DIED        0x40000000
 195
 196 and wakes up the next futex waiter (if any). User-space does the rest of
 197 the cleanup.
 198
 199 Otherwise, robust futexes are acquired by glibc by putting the TID into
 200 the futex field atomically. Waiters set the FUTEX_WAITERS bit::
 201
 202         #define FUTEX_WAITERS           0x80000000
 203
 204 and the remaining bits are for the TID.
 205
 206 Testing, architecture support
 207 -----------------------------
 208
 209 I've tested the new syscalls on x86 and x86_64, and have made sure the
 210 parsing of the userspace list is robust [ ;-) ] even if the list is
 211 deliberately corrupted.
 212
 213 i386 and x86_64 syscalls are wired up at the moment, and Ulrich has
 214 tested the new glibc code (on x86_64 and i386), and it works for his
 215 robust-mutex testcases.
 216
 217 All other architectures should build just fine too - but they won't have
 218 the new syscalls yet.
 219
 220 Architectures need to implement the new futex_atomic_cmpxchg_inatomic()
 221 inline function before writing up the syscalls.