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来源： 伯乐在线 - 乔永琪
英文出处：khizmax
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队列多种多样，不同之处在于消息生产者、消费的数量不同；在于是基于预先分配的buffer有界队列，还是基于List的无界队列；在于是否支持优先级；在于是无锁非阻塞，还是有锁；在于严格遵守FIFO，公平还是非公平等等。更多细节参见Dmitry Vyukov的文章。
众所周知，更多特定的队列需求，势必需要更加有效的算法。本文中，只考虑队列最常见的版本，多个生产者对多个消费者，无界并发队列，因此不考虑优先级。
我猜队列想必是研究人员最喜欢的数据结构，因为它简单，但却比栈复杂，因为它有两端而非一端。正是因为有两端，那么一个有趣的问题就出来了：如何在多线程环境下管理它们呢？各种版本的队列算法纷纷发表，想要做一个全面的描述是不可能的了。我提炼其中一些最流行的算法简要介绍一下，首先从经典队列开始。
经典队列
经典队列是一个带有两端，即头和尾的列表。从头部读取数据，从尾部写入数据。
一个标准的简单队列
下面的代码拷贝自《无锁数据结构（1）：简介》
structNode{
Node* m_pNext;
};
classqueue{
Node* m_pHead;
Node* m_pTail;
public:
queue(): m_pHead(NULL),m_pTail(NULL){}
voidenqueue(Node* p)
{
p-m_pNext= nullptr;
if(m_pTail)
m_pTail-m_pNext= p;
else
m_pHead= p;
m_pTail= p;
}
Node* dequeue()
{
if(!m_pHead)returnnullptr;
Node* p= m_pHead;
m_pHead= p-m_pNext;
if(!m_pHead)
m_pTail= nullptr;
returnp;
}
};
这里就不要过多纠结于此，它不适用于并发，列出来只是为了印证主题，说明该队列有多简单。本文会向大家展示，该队列适用于并发场景时，其简单算法做了哪些变动。
Michael和Scott的算法被认为是无锁队列的经典算法。
以下代码来自libcds库，它是经典算法的一种简单实现。若想查看全部代码，请看cds::intrusive::MSQueue类。代码中包含有注释，避免大家读起来乏味：
正如大家所看到的，队列由一个有头有尾的单链表组成。
算法的核心是什么呢？通过常规的CAS控制两个指针——这俩指针分别指向头部的和尾部。实际上得到的队列永远不为空。查看代码，是否有任何一处对头和尾做了nullptr检查？没有吧。非空的队列构造器中，添加哑元素（dummy element）给它，作为头和尾。出队返回一个元素，该元素作为一个新的头哑元素，其前面的哑元素被移除。
（译者注：所谓哑元素，仅是为了占一个位置，让链表永远不为空，从而简化判断的边缘条件，其数据部分没有任何意义）
在设计侵入式队列时必须考虑，返回指针是队列的一部分，仅在下一次出队时可以移除它。
其次，算法假定尾部指针不指向最后一个元素。每一次读取尾部，需检查尾部是否包含下一个m_pNext元素。倘若该指针不为nullptr，说明tail位置不对，应该后移。但这里有另外一个陷阱：或许tail会指向head前面的元素。为了避免这一点，出队方法中对m_pTail-m_pNext做了隐式地检查：先读取head，m_pHead-m_pNext元素紧随其后，确保pNext != nullptr。接着看到head等于tail，tail后面必然还有元素，即pNext，此时应该后移tail。这是一个典型的线程互助案例，它在无锁编程中很常见。
2000年，小范围的算法优化被提出。该观点认为出队方法中的MSQueue算法，在每一次的循环迭代中，读取tail是没有必要的；只有在成功更新head时，才有必要读取tail，验证tail是否真的指向最后一个元素。因此，可以在某种程度上减少加载m_pTail的压力。这个优化参见libcds库中的cds::intrusive::MoirQueue类。
菜篮队列
2007年，一个MSQueue有趣的变体被引入。无锁领域久负盛名的研究者Nir Shavit和他的助理们，采用不同的方法优化了Michael和Scott经典的无锁队列。
Nir Shavit将队列作为一组逻辑菜篮，短时间内，每一个都可以插入一个新元素。一旦这个时间点过了，一个新的菜篮就会被创建。
每个菜篮包含一组无序元素，这种定义看似违反了队列-FIFO的基本特性；也就是说队列变成了非公平。FIFO是针对菜篮的，而非菜篮中的元素。倘若菜篮用来插入的时间段非常短暂，我们可以忽视菜篮中无序项。（译者注：时间短意味着，没放几个就创建了新的菜篮，因此可以近似地看做是FIFO）
如何确定时间段的长短呢？菜篮队列作者认为，实际上，无需确定该时间短长短。让我们回头看一眼MSQueue队列，在入队运算中（enqueue），当并发很高时，CAS改变尾部（tail）无法正常工作；这就是为什么在MSQueue调用回退（back-off）的原因，在并发情况下加入元素，无法保证队列中元素项的排序。就是这个逻辑菜篮。正好说明，抽象的逻辑菜篮就是一种回退策略。
在此，我不想过多地谈论代码实现，因此就不提供具体代码了。MSQueue例子已经很好的向我阐述了，无锁代码确实相当的简洁。有计划查看代码实现的，请参看libcds库中cds::intrusive::BasketQueue类，cds/intrusive/basket_queue.h文件。同时，为了解释本算法，我从Nir Shavit及其同事的工作中拷贝了另一张图：
A、B、C三个线程打算往队列中插入项。它们看到尾部（tail）在正确的位置，并试图并发改变tail（还记得在MSQueue中，尾部（tail）可以不指向队列中最后的元素）。
A线程获胜，成功插入一个新项。B和C则失败了——它们的tail的CAS运算没有成功执行。因此，它俩开始基于之前的读到的tail旧值，往菜篮中插入各自的项。
B线程先一步成功插入，与此同时，D线程调用入队（enqueue），成功完成项插入，并改变了尾部（tail）。
C线程此后也完成了插入，请看，它将项插入队列中间位置。在这个插入过程中，C使用的指向旧tail的指针，在线程进入运算但未成功执行CAS时，就已经读取此指针了。
需要注意的是，在插入过程中，插入项可能被放入队列head前面。比如图NR 4中C前面的项：当C线程执行入队（enqueue）时，其它线程删除C前面的项。（译者注，旧的头部被删除了）
为了防止此类情形出现，建议采用逻辑删除，即用一个特殊删除标签标记待删除元素。这就要求指向项的标签和指针必须为原子性读取，我们在指向pNext项指针的最低有效位（lsb）中存入此标签。这是可以接受的，现代系统中内存分配都是以4个字节对齐，因为指针最低有效位的2个比特一直为零。所以我们创造了标记指针方法，该方法被广泛地应用于无锁数据结构中。当然未来我们会多次碰到此方法。应用逻辑删除，即在CAS帮助下，将pNext最低位比特值设为1，这样就可以避免插入项在head前面的情形出现。这样插入依旧由CAS来完成，与此同时，待删除项在最低位值为1.因此，CAS可能会失败。（当然，在插入项时，我们无需获取整个标记指针，只有最高有效位（msb）包含地址；我们假定最低有效位等于零）。
菜篮队列最后一项改进是删除项实体，据观察，在每次成功调用出队时，改变头部令人不爽，因为CAS会被调用，正如你所知道的那样，这个操作太笨重了。因此，我们仅在存在好几个逻辑删除元素之后，才会改变头部。（在libcds库中，缺省值是三）。同样，当队列为空时，我们也可以改变头部（head）。可以说，在菜篮队列中，头部是变化跳动的。
所有对经典无锁队列优化设计都是在高并发这个背景下展开的。
乐观方式
2004年 Nir Shavit和Edya Ladan Mozes在MSQueue引入另一种叫做乐观的优化方式。
他们注意到Michael和Scott的算法中，出队运算仅需要一个CAS，而入队需要两个CAS，如上图所示。
而入队中第二个CAS甚至在低加载时。能显著降低性能，因为在现代处理器中，CAS是一个相当重量级运算。是否在某种程度上可以处理掉这个不足呢？
试想MSQueue::enqueue中存在两个CAS会怎样？第一个CAS添加新项到tail，使得pTail-pNext。第二个CAS将尾部向后移动。那么可否用一个原子性记录而非CAS改变pNext字段呢？确实可以，假定单链表的方向与以往不一样，并非从头到尾，而是从尾到头。因此可以采用原子性store（pNew-pNext = pTail）完成pNew-pNext任务，接着再通过CAS改变pTail。不过一旦改变了单链表方向，接下来如何进行出队运算呢？因为方向改变，pHead-pNext 必然不会存在了。
乐观队列作者建议改用一个双链表。
但问题是，针对CAS的无锁双链表有效算法迄今还未可知。已知的算法有DCAS，但没有对应的硬件实现。针对CAS的MCAS（CAS for M unbounded memory cells）仿真算法，但没那么有效（需要2M + 1 CAS），充其量就是一个理论的玩意。
作者给出了以下方法：链表从尾部到头部的链接依旧是一致的（队列中并不需要next链接，但它可以处理入队第一个CAS）。正是由于从头到尾相反的方向，最重要的链接-prev-并不能真正的一致，意味着允许出现这种违例的。找出此类违例，我们就可以重建正确的表，放在next引用后面。如何检测此类违例了？事实上，这个相当简单：pHead-prev-next != pHead。如果这个不等在出队（dequeue）被发现， fix_list这个辅助处理过程就会被调用。
摘自libcds库cds::intrusive::OptimisticQueue类
voidfix_list(node_type* pTail,node_type* pHead)
{
// pTail and pHead are already protected by Hazard pointers
node_type* pCurNode;
node_type* pCurNodeNext;
typenamegc::templateGuardArray2 guards;
pCurNode= pTail;
while(pCurNode!= pHead){// Till we reach the head
pCurNodeNext= guards.protect(0,pCurNode-m_pNext,node_to_value());
if(pHead!= m_pHead.load(std::memory_order_relaxed))
break;
pCurNodeNext-m_pprev.store(pCurNode,std::memory_order_release);
guards.assign(1,node_traits::to_value_ptr(pCurNode= pCurNodeNext));
}
}
fix_list从队列的尾查至头，用正确的pNext引用，正确的pprev。
列表从头至尾的违例也是有可能的，更多的是因为延迟，而非重加载。延迟是因为操作系统替换或线程中断。具体请看 OptimisticQueue::enqueue中的代码：
boolenqueue(value_type val)
{
node_type* pNew= node_traits::to_node_ptr(val);
typenamegc::templateGuardArray2 guards;
back_off bkoff;
guards.assign(1,val );
node_type* pTail= guards.protect(0,m_pTail,node_to_value());
while(true){
// 从尾至头形成一个直接列表
pNew-m_pNext.store(pTail,std::memory_order_release);
// Trying to change the tail
if(m_pTail.compare_exchange_strong(pTail,pNew,
std::memory_order_release,std::memory_order_relaxed))
{
/*
从头到尾形成一个相反的列表
操作系统可以中断、替换。
结果，pTail从队列中被替换掉，即出队
（不用担心，pTail会被Hazard pointer保护，因此具有不可被移除性）
*/
pTail-m_pprev.store(pNew,std::memory_order_release);
break;// Enqueue done!
}
/*
CAS没有成功，pTail已被改变，（记住C++11中CAS特点：
第一个元素传的是引用）
Hazard pointer保护新的pTail
*/
guards.assign(0,node_traits::to_value_ptr(pTail));
// High contention – let’s step back
bkoff();
}
returntrue;
}
这段代码证明了我们所做出的优化：建立pprev列表（对我们最重要了），希望能成功。倘若发现直接列表和反向列表之间有错位，我们不得不花时间确认了（运行fix_list）。
那么，底线在哪里？入队和出队各自都有一个CAS。代价就是一旦列表被检测出违例，就会运行fix_list。代价究竟有多大？实验结果会告诉我们。
大家可以在cds/intrusive.optimistic_queue.h文件，以及libcds库中的cds::intrusive::OptimisticQueue类中找到源代码。
无等待队列
为了完整地阐述经典队列，我们应该谈谈无等待队列算法。
无等待几乎是算法中最严格的，算法的执行时间必须可限定并且可预测。在实践中，无等待算法通常比诸如无锁、无干扰算法性能要低。但它们数量众多，实现起来也不复杂。
许多无等待算法结构是相当标准：不是执行一运算（例如入队/出队），而是先声明——存储带参数的运算描述于一些可公开访问的共享存储中，接着不停地开启并发线程。接着它们浏览存储中的描述符，并试着执行该代码。结果，很多线程以很高的负载执行相同的任务，仅有一个线程成功。
诸如此类的C++算法实现复杂度，主要涉及如何实现存储，以及处理描述符的内存分配。
libcds库没有实现无等待队列，是因为该队列作者在其研究中，性能测试结果不尽人意。
测试结果
本文中，我决定提供以上算法的测试结果。
测试是综合性的，测试机为双核处理器，Debian Linux，Intel Dual Xeon X5670 2.93 GHz, 6 cores per processor + hyperthreading，总共24逻辑处理器。测试过程中，机器闲置达百分之九十。
编译器为GCC4.8.2，优化参数为-O3 -march=native -mtune=native。
测试队列来自cds::container命名空间，因此，它们是非侵入式的，即每个元素执行各种的内存分配。随后我们会将队列与采用互斥量（mutex）的std::queueT, std::dequeT和std::queueT, std::listT标准同步实现做比较。
T类型为两个整型的数据结构。所有无锁队列都基于Hazard pointer。
持久性测试
该测试相当特殊，有一千万对入队/出队运算。第一部分，测试执行一千万入队，75%为入队运算，剩余25%为出队运算，即一千万的入队运算，二百五十万的出队运算）。第二部分，出队运算执行七百五十万次，直到队列为空。
测试遵循以下理念：减小缓存分配器的不利影响，当然前提是分配器含有缓存。
测试时间的绝对值：
大家看到了什么？
首先映入眼帘的是，有锁std::queueT, std::dequeT被证明是最快的。怎么可能呢？我认为这个跟内存有关：std::deque以N元素的块来分配内存，而非每个元素。这暗示我们应该移除测试中分配器的影响，这会带来相当长的延迟，另外，还有互斥量。当然， libcds的所有侵入式容器版本，没有为元素分配内存。理应对它们进行测试。
显而易见，无锁队列，针对MSQueue所有缜密的优化开出了丰硕的果实，即便不是那么完美。
生产者和消费者测试
这个测试相当切合实际，队列中包含N个生产者，N个消费者，分别执行百万条写运算，百万条读运算。图表中的线程数，为生产者和消费者的线程数之和。
测试时间的绝对值：
此处可以看出无锁队列是相当优雅，胜出者为OpimisticQueue。这就是说该无锁数据结构的所有假设被证明都是正确的。
本测试接近实际情形，队列中没有出现大量元素堆积现象。为什么呢？个人认为，分配器内在的优化在起作用。确实如此，在最后阶段，队列的存在不是为了大量元素堆积，而是削峰，通常队列中是不存在元素的。
关于栈的补充说明
既然谈到测试，就来谈谈栈。
本文以及前文所涉及的无锁栈，针对Treiber栈，我移除了回退（back-off）。不论实现，亦或者伪码描述、C++完整产品实现，理应单独作为一篇文章。不过我可能永远不会写，因为其中所涉及的代码是在太多。实际上，你会发现移除回退（back-off）之后，若你查看源码，完全不同。截止目前，只有libcds库里有。
同样，我也提供了综合测试结果，测试机器和前面的一样。
生产者和消费者测试：一些线程会写入栈中即压栈，而另一些线程会读取栈即弹栈。一组相同数量的生产者和消费者，生产者和消费者的线程总数都是百万级。标准的栈，其同步由互斥量完成。
测试时间的绝对值：
显而易见，图表本身就可以很好地说明事实。
移除回退（back-off）之后，什么促使性能的显著增加？好像是因为压栈、弹栈相互抵消。然而，我们查看内部统计，就会发现百万个执行仅有十万到十五万个压栈、弹栈相互抵消，大约为0.1%。而移除回退整个进入数大约为三十五万。这说明移除回退最大的优势就是一些线程在负载高的时候休眠，进而自动降低了整个栈的负载。现实的例子，移除回退（back-off）的休眠线程会持续大约5毫秒。
总结
本文阐述了经典无锁队列，展示了列表元素。该对列显著的特点就是存在两个并发端-头部和尾部。接着缜密地阐述了Michael和Scott经典算法的一些改进。我希望你会对此感兴趣，并能在每天的生活中用到它。
从测试结果看，尽管队列是无锁的，但神奇的CAS并没有带来任何特别的性能提升。因此，很有必要寻找其它一些方法消除瓶颈即头部和尾部，在某种程度上实现队列并行工作。
这就是接下来我们要探讨的。
本系列：
无锁数据结构（1）：简介
无锁数据结构（基础篇）：原子性、原子性原语
无锁数据结构（基础篇）：内存模型
无锁数据结构（机制篇）：内存管理规则
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