在上一篇中说到了mailbox_t的底层实际上使用了管道ypipe_t来存储命令。而ypipe_t实质上是一个无锁队列，其底层使用了yqueue_t队列，ypipe_t是对yueue_t的再包装，所以我们先来看看yqueue_t是怎么实现的。
1、yqueue_t
yqueue_t是一个高效的队列，高效体现在她的内存配置上，尽量少的申请内存，尽量重用将要释放的内存。其实，容器的设计都会涉及这点--高效的内存配置器，像sgi stl容器的内存配置器，使用了内存池，预先分配一块较大内存，用不同大小的桶管理，容器申请内存时从相应的桶里拿一块内存，释放内存时又把内存回收到相应的桶里，这样就能做到尽量少的malloc调用。yqueue_t并没有使用内存池，但是利用了同样的思想，一次性分配一个chunk_t减少内存分配次数，并用spare_chunk管理将要释放的块用于内存回收，详细的实现后面再说，先看一下yqueue_t的整个概况，源码位于Yqueue.hpp
// T is the type of the object in the queue.队列中元素的类型
// N is granularity(粒度) of the queue，简单来说就是yqueue_t一个结点可以装载N个T类型的元素，可以猜想yqueue_t的一个结点应该是个数组
template <typename T, int N> class yqueue_t
{
public:
inline yqueue_t ();// Create the queue.
inline ~yqueue_t ();// Destroy the queue.
inline T &front ();// Returns reference to the front element of the queue. If the queue is empty, behaviour is undefined.
inline T &back ();// Returns reference to the back element of the queue.If the queue is empty, behaviour is undefined.
inline void push ();// Adds an element to the back end of the queue.
inline void pop ();// Removes an element from the front of the queue.
inline void unpush ()// 用于回滚操作，暂时先不管这个函数，用到再说
private:
// Individual memory chunk to hold N elements.
struct chunk_t
{
T values [N];
chunk_t *prev;
chunk_t *next;
};
chunk_t *begin_chunk;
int begin_pos;
chunk_t *back_chunk;
int back_pos;
chunk_t *end_chunk;
int end_pos;
atomic_ptr_t<chunk_t> spare_chunk; //空闲块（我把所有元素都已经出队的块称为空闲块），读写线程的共享变量
};
可以看到，yqueue_t是采用双向链表实现的，链表结点称之为chunk_t，每个chunk_t可以容纳N个T类型的元素，以后就以一个chunk_t为单位申请内存，begin_chunk可以理解为链表头结点，back_chunk可以理解为队列中最后一个元素所在的链表结点，我们知道容器都应该要能动态扩容的，end_chunk就是拿来扩容的，总是指向链表的最后一个结点，而spare_chunk表示最近的被踢出队列的链表结点。入队操作back_chunk和back_pos，back_chunk结点填满元素时该扩容，让end_chunk指向新的链表结点或者之前释放的链表结点，出队操作begin_chunk和begin_pos，begin_chunk所有元素都出完后并不释放内存，而是让spare_chunk指向他，然后释放spare_chunk上一次的指针，这样扩容的时候就可以重新使用这个结点了。begin_chunk,begin_pos,back_chunk,back_pos,end_chunk,end_pos的关系大致如下：
这里需要重点说一下spare_chunk，根据上面的描述，扩容（写线程的事）和出队列（写线程的事）都会用到这个变量，所以这个变量是读写共享的，有同步的语义，zmq用了atomic_ptr_t<T>来做同步，atomic_ptr_t同样可以看成是一个指针，结构上atomic_ptr_t内含一个指针，提供了两个原子操作和一个非原子操作，在yqueue_t中就需要用到其中一个原子操作xchg。
// This class encapsulates several atomic operations on pointers.
template <typename T> class atomic_ptr_t
{
public:
inline void set (T *ptr_);//非原子操作
inline T *xchg (T *val_);//原子操作
inline T *cas (T *cmp_, T *val_);//原子操作
private:
volatile T *ptr;
}
- set函数，把私有成员ptr指针设置成参数ptr_的值，不是一个原子操作，需要使用者确保执行set过程没有其他线程使用ptr的值
- xchg函数，把私有成员ptr指针设置成参数val_的值，并返回ptr设置之前的值。原子操作，操作系统保证线程安全
- cas函数，把私有成员ptr指针与参数cmp_指针比较，如果相等，就把ptr设置为参数val_的值，返回ptr设置之前的值；如果直接返回ptr值。原子操作，操作系统保证线程安全
在实现上xchg和cas函数就是包装了各种cpu提供的xchg和cas原子操作，想了解原理的可以查一查着方面的资料，这里只需要知道有这个功能就可以了。
有了这个指针，就可以保证单个读线程和单个写线程时的线程安全了。
接着，来看下yqueue_t是如何构造、push、pop的。后面我会把begin_chunk和begin_pos合起来成为队头指针，back_chunk和back_pos合起来成为队尾指针，end_chunk和end_pos合起来称为容器指针
①构造yqueue_t
inline yqueue_t ()
{
begin_chunk = (chunk_t*) malloc (sizeof (chunk_t));
alloc_assert (begin_chunk);
begin_pos = 0;
back_chunk = NULL;//back_chunk总是指向队列中最后一个元素所在的链表结点，现在还没有元素，所以初始为空
back_pos = 0;
end_chunk = begin_chunk;//end_chunk总是指向链表的最后一个结点
end_pos = 0;
}
②pop
// Removes an element from the front end of the queue.
inline void pop ()
{
if (++ begin_pos == N) {
chunk_t *o = begin_chunk;
begin_chunk = begin_chunk->next;
begin_chunk->prev = NULL;
begin_pos = 0;
// 'o' has been more recently used than spare_chunk,
// so for cache reasons we'll get rid of the spare and
// use 'o' as the spare.
chunk_t *cs = spare_chunk.xchg (o);//由于局部性原理，总是保存最新的空闲块而释放先前的空闲快
free (cs);
}
}
主要是链表的基本操作。pop虽然只有几行代码，却也有两个点需要注意：
- pop掉的元素，其销毁工作交给调用者完成
- 空闲块的保存，要求是原子操作。这得想明白为什么。原因是，空闲块是读写线程的共享变量，需要做同步，我们会在push中看到，push使用了spare_chunk。
③push
inline void push ()
{
back_chunk = end_chunk;
back_pos = end_pos;
if (++end_pos != N)//end_pos==N表明这个链表结点已经满了
return;
chunk_t *sc = spare_chunk.xchg (NULL);
if (sc) {
end_chunk->next = sc;
sc->prev = end_chunk;
} else {
end_chunk->next = (chunk_t*) malloc (sizeof (chunk_t));
alloc_assert (end_chunk->next);
end_chunk->next->prev = end_chunk;
}
end_chunk = end_chunk->next;
end_pos = 0;
}
push操作并未真正的push一个元素，只是把队尾指针指向容器指针，然后让容器指针加1，所以，这二者的值总是差1，二者的关系在第2节中的四个图中可以看的更清楚。扩容的条件是容器指针到达了容器尾（所以end_chunk是拿来扩容的），扩容时先去spare_chunk拿之前废弃的块（所有元素都被pop的块），拿到了就重用，没拿到就得重新申请。同样需要注意，拿空闲块需要做同步操作。
当end_pos==N时，需要扩容，如下：
④front、back
这两个函数需要注意的点是，返回的是引用，是个左值，调用者可以通过二者修改容器的值。
// Returns reference to the front element of the queue.
// If the queue is empty, behaviour is undefined.
inline T &front ()
{
return begin_chunk->values [begin_pos];
}
// Returns reference to the back element of the queue.
// If the queue is empty, behaviour is undefined.
inline T &back ()
{
return back_chunk->values [back_pos];
}
总的来说yqueue_t还是比较好理解，现在可以来看一看ypipe_t的实现。
2、ypipe_t
先看下ypipe_t的介绍（注释）、类继承关系、类接口及数据成员
// Lock-free queue implementation.
// Only a single thread can read from the pipe at any specific moment.
// Only a single thread can write to the pipe at any specific moment.
// T is the type of the object in the queue.
// N is granularity of the pipe, i.e. how many items are needed to
// perform next memory allocation.
template <typename T, int N> class ypipe_t : public ypipe_base_t<T,N>
template <typename T, int N> class ypipe_base_t
{
public:
virtual ~ypipe_base_t () {}
virtual void write (const T &value_, bool incomplete_) = 0;
virtual bool unwrite (T *value_) = 0;
virtual bool flush () = 0;
virtual bool check_read () = 0;
virtual bool read (T *value_) = 0;
virtual bool probe (bool (*fn)(T &)) = 0;
};
template <typename T, int N> class ypipe_t : public ypipe_base_t<T,N>
{
protected:
// Allocation-efficient queue to store pipe items.
// Front of the queue points to the first prefetched item, back of the pipe points to last un-flushed item.
// Front is used only by reader thread, while back is used only by writer thread.
yqueue_t <T, N> queue;//底层容器
// Points to the first un-flushed item. This variable is used exclusively by writer thread.
T *w;//指向第一个未刷新的元素,只被写线程使用
// Points to the first un-prefetched item. This variable is used exclusively by reader thread.
T *r;//指向第一个还没预提取的元素，只被读线程使用
// Points to the first item to be flushed in the future.
T *f;//指向下一轮要被刷新的一批元素中的第一个
// The single point of contention between writer and reader thread.
// Points past the last flushed item. If it is NULL,reader is asleep.
// This pointer should be always accessed using atomic operations.
atomic_ptr_t <T> c;//读写线程共享的指针，指向每一轮刷新的起点（看代码的时候会详细说）。当c为空时，表示读线程睡眠（只会在读线程中被设置为空）
}
ypipe_t继承自ypipe_base_t，其提供了一组操作管道的接口，从ypipe_t源码来看，他只是实现了这组接口，并没有提供其他的方法了。T、N在yqueue_t中已经详细说过了。从数据成员来看，其底层使用了上面讲到的yqueue_t，可以猜想，ypipe_t的write、read等操作往yqueue_t中写数据读数据。ypipe_t开头的的注释中写道，ypipe_t是一个无锁队列的实现，单个读单个写同时操作ypipe_t是线程安全的。有没有发现这就是一个生产者消费者的问题，写线程是生产者，读线程是消费者，yqueue_t就是缓冲区，由于只有一个生产者、一个消费者，并不涉及同类线程间的互斥，只需读线程和写线程同步就可以了，操作系统课程中的解法就是两个信号量+PV操作，涉及到锁，而这里是无锁，其实就是使用了数据成员中的三个指针w、r、c来实现的。至于f指针，是用来保证数据完整性的，zmq中一个完整的数据是可以分成多段往ypipe_t中写的(下面源码的write函数incomplete_参数)，只有数据写完整了才允许读线程去读数据，关于这点，可以在session与socket_base_t实例的通信中看到，后面会有文章专门详细介绍，我们前面说过的mailbox_t底层也使用了ypipe_t，但mailbox不会把命令分段，每次都是完整的数据。那么接下来就看看这几个指针时如何协同工作的吧。
先看ypipe_t构造的时候做了什么事情：
// Initialises the pipe.
inline ypipe_t ()
{
// Insert terminator element into the queue.
queue.push ();//yqueue_t的尾指针加1，开始back_chunk为空，现在back_chunk指向第一个chunk_t块的第一个位置
// Let all the pointers to point to the terminator.
r = w = f = &queue.back ();
c.set (&queue.back ());
}
在ypipe_t中，back_chunk+back_pos类似vector的end迭代器，上面的注释"Let all the pointers to point to the terminator."也是这个意思，就是让r、w、f、c四个指针都指向这个end迭代器，有关这点在write的时候能看清晰的感受到。那么做完这一步，他们关系像下面这个样子：
ps.后面7个格子都属于同一个chunk_t块（yqueue_t介绍了chunk_t结点内含一个数组）
现在看看如何往queue写数据：
inline void write (const T &value_, bool incomplete_)
{
// Place the value to the queue, add new terminator element.
queue.back () = value_;
queue.push ();
// Move the "flush up to here" poiter.
if (!incomplete_)
f = &queue.back ();
}
write往ypipe_t的end迭代器写入内容，然后让end迭代器下移一个位置，参数incomplete_=true表示数据分段，现在写的只是其中一段，当incomplete=false时所有数据段都写完了，把指针f指向end迭代器，所以从w指针到f指针这一段表示一个完整的数据。假设完整的数据为ABC，现在把数据分三段A、B、C写入ypipe_t，调用write的形式为：
write(A,true); some code; write(B,true); some code; write(C,false); some code;
这时w,f,r,c的关系如下图：
当一个完整的数据写完后，写线程会调用flush函数，让读线程看到这个完整的数据，如果读线程睡眠了，写线程有义务唤醒读线程。这里涉及了几个点：
- 如何让读线程看到这个数据？
- 如何判断读线程睡眠？
- 读线程睡眠时，写线程如何通知读线程？
- 如何刷新
然后带着这四个问题来看看flush函数的实现：
inline bool flush ()
{
// If there are no un-flushed items, do nothing.
if (w == f)
return true;
// Try to set 'c' to 'f'.
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.
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'.
w = f;
return true;
}
可以看到w==f 时，flush是直接返回的，什么也没做，而当write函数的incomplete_=false时，把 f 指向了新的结点，这个时候 w!=f 了，flush函数才有所作为，所以w、f指针合作可用来告知flush函数现在能否刷新。
当w!=f时，真正执行刷新，可以看到所谓的刷新只做了两件事情，c=f和w=f，其中c是读写线程共享的指针，所以用了原子操作cas来完成c=f的功能。cas这个函数我们在queue_t中也说过了，这里有必要再说一下她的大概实现：
T* cas(w,f){
ret=c ;
if(c==w)
c = f;
return ret;
}
可以看到c!=w时，设置失败，并返回当前c的值。在写线程中c和w总是指向同一个值的，都是指向f（刷新的目的就是两个赋值，c=f和w=f），只有被读线程改写的情况下c!=w才成立，而读线程只在一种情况下改写c，那就是队列中没有数据时，读线程把c置NULL然后睡眠，这点在说read的源码时会看到。所以，cas的返回值代表了读线程的状态，返回NULL，说明读线程睡眠了，此时cas没有成功，所以需要使用set函数，把c指向f。这样就完成了刷新工作。
先来回答上面的4个问题
- 如何让读线程看到这个数据？
令c=f，读线程会检查指针c，判断是否有数据 - 如何判断读线程睡眠？
c.cas(w,f)返回NULL，读线程睡眠 - 读线程睡眠时，写线程如何通知读线程？
flush函数返回false，表明读线程睡眠了，写线程看到flush返回false之后会发送一个消息给读线程。关于这点可以看上一篇中mailbox的send函数源码 - 如何刷新
c=f ; w=f
再看一下刷新之后，w、f、c、r的关系：
再来看一下读线程如何read：
// 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;
}
可以看到，read函数会先检查队列中是否有数据可读，如果没有数据可读直接就返回了，如果有数据可读，会在check_read中预取数据。这里面有两个点，一个是检查是否有数据可读，一个是预取，所以带着这两个问题来看看check_read函数的源码：
// Check whether item is available for reading.
inline bool check_read ()
{
// Was the value prefetched already? If so, return.
if (&queue.front () != r && r)//判断是否在前几次调用read函数时已经预取数据了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).
r = c.cas (&queue.front (), NULL);//尝试预取数据
// 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.
if (&queue.front () == r || !r)//判断是否成功预取数据
return false;
// There was at least one value prefetched.
return true;
}
可以看到，check_read是通过指针r的位置来判断是否有数据可读的：如果指针r指向的是队头元素（r==&queue.front()）或者r没有指向任何元素（NULL）则说明队列中并没有可读的数据，这个时候check_read尝试去预取数据。所谓的预取就是令 r=c (cas函数就是返回c本身的值，看上面关于cas的实现)， 而c在write中被指向f（见上图），这时从queue.front()到f这个位置的数据都被预取出来了，然后每次调用read都能取出一段。值得注意的是，当c==&queue.front()时，代表数据被取完了，这时把c指向NULL，接着读线程会睡眠，这也是给写线程检查读线程是否睡眠的标志。
继续上面写入ABC数据的场景，第一次调用read时，会先check_read，把指针r指向指针c的位置（所谓的预取），这时r,c,w,f的关系如下：
这时，&queue.front()!=r，读线程的就可以一直读数据了，直到队头到达了指针r的位置，表示没数据了，然后陷入睡眠。
综上，就是ypipe_t无锁队列的实现，再总结一下过程：
数据可分段，写线程一次写入一段，所有数据都写完后把f指向队列的end迭代器位置，用以表示下一轮的写位置，然后flush，把c和w指向end的位置，通知读线程，读线程check_read预取数据，把r也指向end位置，每次read的时候队头指针都下移一个位置，直到队头移动到r的位置，也就是end，表示没数据了，读线程把c指针置空，表示数据我都读完了，我要睡了，下次再喊我。
下一篇将介绍session与socket_base_t的消息通信，还要一段时间再更新。
来源：https://www.cnblogs.com/zengzy/p/5134568.html