Scalable Hazard Pointers

摘要：我们将这样的一个内存数据称为，数据字段第二，由于内存本身是要被维护的，所以我们的策略是随需分配，已分配的不在回收，我们将作为一种可重用的资源，用于追踪那些共享内存。

由于我对于Java并发库JUC的深入，一直以来有个想法，能不能把Java并发库移植到纯C语言环境下，并且在实现、使用方式上都与Java平台保持相当程度的相似性呢？

纯C环境下内存模型与Java平台不一致？加上内存屏障(fence)或者lock指令就行。

C环境下缺少对象模型？无非是给每个数据块提供个*init方法(比如pthread_mutex_t的pthread_mutex_init，pthread_barrier_t的pthread_barrier_init)，之后再将逻辑的部分直接写到函数里(phtread_mutex_lock、pthread_barrier_wait)，无非是这些逻辑并不是像Java平台上一样被绑定到某个"对象"。这些都不是本质上困难的地方。

真正的困难在于内存回收。

Java平台，我们能够对内存做的唯一事情就是申请、创建(new关键字)，如此一来便得到一个新的对象。之后，我们无法直接针对这块内存释放。我们最多只能把自己目所能及范围内的关于这块内存的"引用"置为null，从而期待GC去回收(前提是这块内存不存在其他引用)。同时，我们根本无法知道究竟哪个时刻这块内存会被回收，我们只能认为，Runtime environment能够选择最适当的时刻。

同时，Java虚拟机给出了一个更强的保证：只要你的对象(引用)obj != null，那么这个引用所指示的对象便是肯定存在的，我们可以绝对安全地调用obj.method()而不用害怕任何意外。
把这个场景放在C环境下比喻似乎就在说：如果你能看到某个地址(数值)，那么就放心对他做任何合理的事吧！Runtime environment确保了你的安全！
总之，Java运行时给出了强大的保证：
1 看得到的对象都存在，你可以放心对它操作。
2 那些正在被回收的、你不能安全操作的对象(内存)，你绝对无法看到。

如此一来，无论是内存独占或共享、线程并发或非并发，我们都无需担心内存本身的问题(Java GC回收所有内存，全平台的垃圾回收器)。

那么现在我们回头来看C环境。它的运行时环境根本不帮你做任何事，你甚至可以虚构一个内存地址，然后将它强制转化为虚构的struct类型，接着对它操作。只不过这样很可能破坏了内存，导致不可预期的结果，同时这个错误会一直潜伏，你根本不知道何时出现。甚至于，都不需要定义结构体信息，假如你了解运行机器的具体信息，你都可以直接在一个地址上做地址偏移来操作内存......当然，前提是这块内存是安全的。

那么问题就很清楚了，
Java环境下内存安全回收由虚拟机完全负责。
C环境下，内存安全回收由逻辑单元(线程)本身来负责。

也就是说C环境下，我们不仅要处理算法本身的逻辑，同时也要额外去处理内存回收的问题。

那么C环境下内存回收困难在哪呢？
首先，我们不考虑不需要回收的内存。我们知道，独占的内存容易回收，对于共享的内存，假如有个逻辑点，我们确保所有线程当下以及将来都不会使用这块内存，那么也是可以安全回收的。

所以真正难于回收的是满足以下3个条件的内存：

共享的。

需要回收的(有些程序设计成不回收)。

没有明确的可以安全回收内存的逻辑点(存在被并发读写，但是有明确逻辑点回收的设计，比如主逻辑join)

OK，我们接着引出Maged M. Michael，在2004发表的《Hazard Pointers:Safe Memory Reclamation for Lock-Free Objects》。
Hazard Pointer可以说是最知名的一种共享内存的回收方案。借用Erez Petrank的ppt，它可以概括如下：

以及后续变化的Lock-Free Data Structures with Hazard Pointers、Hazard Eras、Maged M. Michael等。
对于每一块被共享的内存，这些技术都需要为它配置另外N(MAX_THREAD)个内存来标记它是否被对应的线程访问，同时为了释放一块内存，都需要遍历这N个内存位置从而判定是否可以安全回收(尽管可以采用先排序，二分搜索等方式降低检索的数据量，但是检索过程的代价依然是随着MAX_THREAD而增长的，就算你总操作数一样。尽管它的算法是lock-free(甚至wait-free)。这里的缺陷在于每一块共享数据都与线程本身紧紧耦合，几乎没有扩展性。
而另一种被广泛讨论的回收方案是epoch-based ReclamationPractical lock-freedom以及相似的技术Performance of memory reclamation for lockless synchronization，它的性能很好，但是如内存管理规则所说，它并不是无阻塞的算法，它在本质上就会阻塞，所以progress无法得到保证。

其中2005年，哥德堡大学的研究团队发表的方案Practical and Efficient Lock-Free Garbage Collection Based on Reference Counting，尽管也采用了引用计数的方式(与我将要介绍的方式类似)，但是却并没有解除线程本身与共享数据之间的依赖，并且scan时依然要遍历整个线程组。

在不计较lock指令或者fence的情况下，是否存在一种方法能够同时做到：

解除共享数据与线程之间的强制依赖，不需要为每一块共享数据造另N个标记(正因如此，通常线程数N较小)，从而极大得增强算法的扩展性，并且节省内存。

减少甚至取消判断内存是否可被回收的遍历过程，消除MAX_THREAD的限制(算法视角)，从而极大地减少了算法的搜索代价，同时增强了算法的灵活性和可用性(无MAX_THREAD限制)。如此一来，很可能不需要有个阈值来判断何时该回收。

同时，它保持non-blocking的progress。

另外，能不能提供一种方式，在我们开发某些并发数据结构时，它能够正确回收对象层次内部的数据呢?

能不能给让C语言像其他支持并发的语言一样，做一些比较高级的事。比如：某个线程构造了一个队列A，往里面put几个队列，其他线程从A中获取队列，再通过获取的队列与主线程通信呢？

为了达成以上几个目标，我向大家介绍自创的SHP(Scalable Hazard Pointers)。

Scalable Hazard Pointers分为如下三个部分来讲述：

3RE&S协议（每一块满足以上三个条件的内存，都通过3RE协议规定的方式回收）

并发无锁带引用计数的有序单链表（我们组织被记录地址的方式）

可扩充的Reocrd资源库(我们维护Record的方式)

不断的优化(局部保留Record+每线程每内存变量、链表遍历保留前驱、批量获取Record、统一回收的大块数据、Record分布计数)

带参数的retire，通过传入定制的freeMemory方法，从而在回收当前内存前，先回收内部指针开辟的数据

3RE&S指的是如下四个，针对被分配内存地址（pointer）的抽象操作：

RECORD（增加一个记录计数）

REMOVE（移除一个记录计数）

RETIRE（标记该记录的retire，表明之后若记录计数为0则可回收）

SCAN：遍历已经retire的所有record，有策略地回收内存

同时，对于共享数据的读、写为下面两种方式：

read: read共享变量+RECORD+再检验共享变量

write: write共享变量+RETIRE共享变量(write操作一般的应用场景会在read之后)

这个协议总结了，包含了hazardpointer以及许多类似技术的处理方式，RECORD操作时将共享内存地址本身也作为传输传入。
几乎任何一种算法，并发共享的数据都可通过以上方式回收。
这里的关键点是：

一块内存是否被回收这件事情最好由SCAN操作中的原子操作来完成，原因是我们肯定是在retire之后才考虑回收内存，同时RECORD可以回退。

RECORD之后一般有个再判断的操作。

这里给出个针对Michael原始论文的对比例子：

void enqueue(int value){
    NodeType* node;
    posix_memalign(&node, 64, sizeof(NodeType));
    memset(node, 0, sizeof(NodeType));
    node->value = value;
    node->next = NULL;
    NodeType* t;
    for(;;){
        t = Tail;
        psly_record(&Tail, t);
        if(Tail != t) {
            psly_remove(t);
            continue; 
        }
        NodeType* next = t->next;
        if(Tail != t) {
            psly_remove(t);
            continue;
        }
        if(next != NULL){ 
            psly_remove(t);
            __sync_bool_compare_and_swap(&Tail, t, next);
            continue;
        }
        if(__sync_bool_compare_and_swap(&t->next, NULL, node)) {
            psly_remove(t);
            break;
        }
        psly_remove(t);
    }
    __sync_bool_compare_and_swap(&Tail, t, node);
}

int dequeue(){
    int data;
    NodeType* h;
    for(;;){
        h = Head;
        //myhprec->HP[0] = h;
        psly_record(&Tail, h);
        if(Head != h) {
            psly_remove(h);
            continue;
        }
        NodeType* t = Tail;
        NodeType* next = h->next;
        psly_record(&(h->next), next);
        //myhprec->HP[1] = next;
        if(Head != h) {
            psly_remove(next);
            psly_remove(h);
            continue;
        }
        if(next == NULL) {
            psly_remove(next);
            psly_remove(h);
            return -1000000;    
        }
        if(h == t){
            psly_remove(next);
            psly_remove(h);
            __sync_bool_compare_and_swap(&Tail, t, next);
            continue;
        }
        data = next->value;
        //myhprec->HP[1] = NULL;
        //myhprec->HP[0] = NULL;
        if(__sync_bool_compare_and_swap(&Head, h, next)) {
            psly_remove(next);
            psly_remove(h);
            retireNode(h);
            break;
        }
        psly_remove(next);
        psly_remove(h);    
    }
    //myhprec->HP[0] = NULL;
    //myhprec->HP[1] = NULL;    
    return data;
}    

首先，为什么要为每块共享内存维护N个变量，这样做不仅浪费内存而且增加搜索代价。理想情况下我们应该只需要一个内存数据来处理一个共享内存。那么我们怎么来处理多个线程引用它的情况呢？这里的一个自然的想法是引入引用计数(reference count），（注意，这里的引用计数是线程引用共享数据，与另一个对象层次间的引用无关），我们用refcount代表当下访问它的线程数，refCount>0的内存绝对不会被回收，refCount == 0代表没有线程引用它，处于可以被回收的状态。我们将这样的一个内存数据称为Record，

struct Record{
    //数据字段
    void* pointer;
    int refcount;
}

第二，由于Record内存本身是要被维护的，所以我们的策略是随需分配，已分配的不在回收，我们将Record作为一种可重用的资源，用于追踪那些共享内存。那么意味着Record能够被高效地从资源库并发获取和返回。
以上斜体字是我之前的观点，我有了点突破，现在我有了技术方案，能以较小代价实现Record的回收了！：）

这里的技巧是用一个固定的self字段，标记Record本身，(比如低10位作为indexNum，接下来4位作为arrayNum)，用于唯一的标记Record自身。这么做的目的是为了支持后面的map。

想象一下，我们已经有了很多共享的pointer(地址)，每个分配一个Record，接着我们要如何组织它们呢？从而高效的支持add，remove，search操作。

这里的方式是用一个大的map，它具有一个大的buckets数目比如1024。

typedef struct RecordList {
    Record* volatile head ;
    Record* volatile tail ;
} RecordList ;

typedef struct RecordMap {
    RecordList* lists[1024] ;
} RecordMap ;

RecordList初始化之后久拥有了固定的head/tail。
很明显，我们这里自然的策略是将具有相同后缀的地址base到同一个list上，同时由于开辟的内存地址一般是单调递增，并且保持16字节对齐，我们可以根据地址本身来避开了hits。
我们可以抽象出如下的接口如下：

struct Record{
    //Record库维护字段
    int volatile next ; 
    int self;
    //数据字段
    void* pointer;
    int refcount;
}

int record(void* pointer) {
  long key = ((long) pointer) >> 4 ;
  RecordList* list = map.lists[key & (1024-1)];
  return handle_records(list, pointer, RECORD);
}

那么接下来的问题是如何在一个list上组织那些带有同样后缀地址的Record？
这里推荐著名的Harris" list，它做到用一个并发无锁单链表来组织有序数据，支持增加、删除、搜索。
我们需要给Record再加一个retire"bit和一个long字段nextRecord，它里面包含四个字段：

下一个Record的self(位移)(最右23位 next 8百万+节点)

下一个Record本身的版本号(20位 nextV 百万+个版本号)

该Record本身的版本号(20位 nodeV 百万+个版本号)

该Record是否已经被逻辑删除的标记(最高位 isDeleted)

retireBit代表该Record是否被retire

struct Record{
    //Record库维护字段
    int volatile next ; 
    int self;
    //数据字段
    void* pointer;
    int refcount;
    //retire
    bool retireBit;
    long nextRecord;
}

然后，对它进行了相当程度的改造，改造的地方如下：

不将next字段(harris"s list的next字段，不是Record资源库的)作为地址，将它作为数值，把Record的self字段原子交换过去。(CAS nextRecord)

对于被切除的Record，我们要自己回收这些Record并将它重新放入资源库(Harris"list基于GC可以不用管)。(nextRecord)

因为Record是可复用，所以我们为它增加版本号字段(nodeV)，同时它的next字段也需要版本号来回避ABA问题(nextV)

原来的insert操作有对象的情况下什么都不做，我们给引用计数+1 (refcount)，如果发现已经retire那么回退

需要一个bit来标记这块内存被retire了(retireBit)，同时需要另一个bit来标记是否被逻辑删除(逻辑删除后，该块内存就可以被回收了,nextRecord最高位)

通过对前驱节点的nextRecord中版本号和DELETE的判断来准确判断当前节点值是否是在链上的值

注意，由于以上的操作存在相互依赖，比如新增的Record不能链接到已经逻辑删除的Record上。
所以，当一个Record被从资源库get到之后，生命周期为：

它的nodeVersion+1，refCount+1，clear DELETE，同时将它的nextValue设置为后续节点。

接着它会经历refCount +1/-1的序列操作。

nextVersion+1 & nextValue改变 的序列操作。(与2没有先后关系)

retire的bit被设置的操作。(会导致RECORD的失败或则回退)

最高位DELETE被cmpandswap。(之后该pointer指示的地址可以被回收)

包含该Record在内连在一起被DELETE的节点，都从list上切除，依次回收，并将Record返回资源库。

该Record被return回资源库。

这里最核心的技术就是基于两点判定节点没有失效：

共享变量的值依旧是传入地址值。

节点的 nodeVersion 以及 DELETE bit维持原状。

我们需要一些Record去持有地址，我们采用随需批量malloc的方式。这种方式的特点是：

可重复利用：大量malloc和free的方式对操作系统的内存维护也不友好，我们替换为支持并发的getRecord/returnRecord/idx_Record。

多用途(也就是nextRecord的工作方式)：因为我们开辟的是一块大内存，使用的是其中一小块数据。那么每小块数据都可以唯一的标记为:大内存首地址+大内存中的offset。这样，在64位机器上，我们不需要再使用64位地址，而只需要用较小的位数便可以，从而带来了极大的好处(当原子操作时，64位中剩下的位数可以用于其他作用)。同时，20位便可以标记(1<<20，百万多个小块内存)。

也就是说，我们拿record本身的self字段做定位: records[(record->self & ARRBIT) >> IDXNUM] + (record->self & IDXBIT) == record

支持多种方式实现，只需要提供getRecord/returnRecord/idx_Record接口(下面会给出具体的一种实现)，

而我们付出的代价仅仅只是一定固定长度的数组。

以上方式，可以如图所示：

下面给出一个大概例子，采用的经典的MSQueue，当然，存在其他更高效的方式lcrq：

int PSLY_Record_IDXNUM = 16; 
int PSLY_Record_IDXBIT = ((1 << 16) - 1); 

int PSLY_Record_ARRAYNUM_MAX = (1 << 4); 
int PSLY_Record_ARRAYNUM = (1 << 2);
int PSLY_Record_ARRAYBITS = ((1 << 4) -1);  
int PSLY_Record_ARRBIT = (((1 << 4) - 1) << 16);  
int PSLY_Record_ARRBITR = ((1 << 4) - 1);  

int PSLY_Record_ARRIDXBIT = ((((1 << 4) - 1) << 16) | ((1 << 16) - 1)); 

int PSLY_Record_NEXTIDXNUM  = 16;  
int PSLY_Record_NEXTIDXBIT  = ((1 << 16) - 1);  
             
int PSLY_Record_NEXTTAILNUM = 1;   
int PSLY_Record_NEXTTAILBIT = (((1 << 1) - 1) << 16);   
   
int PSLY_Record_NEXTVERSIONNUM = (32 - 1 - 16);      
int PSLY_Record_NEXTVERSIONBIT = ((~0)^((((1 << 1) - 1) << 16) | ((1 << 16) - 1)));  
int PSLY_Record_NEXTVERSIONONE = (1 + ((((1 << 1) - 1) << 16) | ((1 << 16) - 1))); 
  
  
int PSLY_Record_TAILIDXNUM = 16;  
int PSLY_Record_TAILIDXBIT = ((1 << 16) - 1);  
  
int PSLY_Record_TAILVERSIONNUM = (32 - 16);  
int PSLY_Record_TAILVERSIONBIT = ((~0) ^ ((1 << 16) - 1));   
int PSLY_Record_TAILVERSIONONE = (1 + ((1 << 16) - 1));  
   
   
int PSLY_Record_HEADIDXNUM = 16;  
int PSLY_Record_HEADIDXBIT = ((1 << 16) - 1);   
   
int PSLY_Record_HEADVERSIONNUM = (32 - 16);   
int PSLY_Record_HEADVERSIONBIT = ((~0) ^ ((1 << 16) - 1));  
int PSLY_Record_HEADVERSIONONE = (1 + ((1 << 16) - 1));  


typedef struct Record { 
    int volatile next __attribute__((aligned(128))); 
    int self ; 
    long volatile nextRecord __attribute__((aligned(128))); 
    void* volatile pointer ; 
} Record __attribute__((aligned(128))); 

typedef struct RecordQueue { 
    int volatile head ; 
    int volatile tail ; 
} RecordQueue ;  
static Record* volatile psly_Records[1 << 4]; 
static RecordQueue volatile psly_Record_queues[1 << 4]; 
static int volatile recordTake = 0;  
  
Record* idx_Record(int index) {   
    return psly_Records[(index & PSLY_Record_ARRBIT) >> PSLY_Record_IDXNUM] + (index & PSLY_Record_IDXBIT);   
} 
   
      
Record* get_Record() {             
    for(;;) {
        int localArrayNum = PSLY_Record_ARRAYNUM;   
        //取最高队列
        int array = localArrayNum - 1;
        RecordQueue* queue = psly_Record_queues + array;
        Record* arr = psly_Records[array];
        for(;;){
            int headIndex = (queue->head);
            int indexHead = headIndex & PSLY_Record_HEADIDXBIT;
            Record* head = arr + indexHead;
            int tailIndex = (queue->tail);
            int indexTail = tailIndex & PSLY_Record_TAILIDXBIT;

            int nextIndex = (head->next);

            if(headIndex == (queue->head)) {
                if(indexHead == indexTail){
                    if((nextIndex & PSLY_Record_NEXTTAILBIT) == PSLY_Record_NEXTTAILBIT)
                        break;
                    __sync_bool_compare_and_swap(&queue->tail, tailIndex, (((tailIndex & PSLY_Record_TAILVERSIONBIT) + PSLY_Record_TAILVERSIONONE ) & PSLY_Record_TAILVERSIONBIT)|(nextIndex & PSLY_Record_TAILIDXBIT));    
                } else {
                    if(__sync_bool_compare_and_swap(&queue->head, headIndex, (((headIndex & PSLY_Record_HEADVERSIONBIT) + PSLY_Record_HEADVERSIONONE) & PSLY_Record_HEADVERSIONBIT)|(nextIndex & PSLY_Record_HEADIDXBIT))) {
                        return head;
                    } else {
                        break;
                    }
                }
            }

        }    
    //    轮询某些队列
    for(int i = 0; i < localArrayNum; ++i) {
        int array = __sync_fetch_and_add(&recordTake, 1) % localArrayNum;
        RecordQueue* queue = psly_Record_queues + array;
        Record* arr = psly_Records[array];
        for(;;){
            int headIndex = (queue->head);
            int indexHead = headIndex & PSLY_Record_HEADIDXBIT;
            Record* head = arr + indexHead;
            int tailIndex = (queue->tail);
            int indexTail = tailIndex & PSLY_Record_TAILIDXBIT;
            int nextIndex = (head->next);

            if(headIndex == (queue->head)) {
                if(indexHead == indexTail){
                    if((nextIndex & PSLY_Record_NEXTTAILBIT) == PSLY_Record_NEXTTAILBIT)
                        break;
                    __sync_bool_compare_and_swap(&queue->tail, tailIndex, (((tailIndex & PSLY_Record_TAILVERSIONBIT) + PSLY_Record_TAILVERSIONONE ) & PSLY_Record_TAILVERSIONBIT)|(nextIndex & PSLY_Record_TAILIDXBIT));    
                } else {
                    if(__sync_bool_compare_and_swap(&queue->head, headIndex, (((headIndex & PSLY_Record_HEADVERSIONBIT) + PSLY_Record_HEADVERSIONONE) & PSLY_Record_HEADVERSIONBIT)|(nextIndex & PSLY_Record_HEADIDXBIT))) {
                        return head;
                    } else {
                        break;
                    }
                }
            }
        }
    }
  // 遍历所有队列
    for(int i = 0; i < localArrayNum; ++i) {
        int array = i;
        RecordQueue* queue = psly_Record_queues + array;
        Record* arr = psly_Records[array];
        for(;;){
            int headIndex = (queue->head);
            int indexHead = headIndex & PSLY_Record_HEADIDXBIT;
            Record* head = arr + indexHead;
            int tailIndex = (queue->tail);
            int indexTail = tailIndex & PSLY_Record_TAILIDXBIT;

            int nextIndex = (head->next);

            if(headIndex == (queue->head)) {
                if(indexHead == indexTail){
                    if((nextIndex & PSLY_Record_NEXTTAILBIT) == PSLY_Record_NEXTTAILBIT)
                        break;
                    __sync_bool_compare_and_swap(&queue->tail, tailIndex, (((tailIndex & PSLY_Record_TAILVERSIONBIT) + PSLY_Record_TAILVERSIONONE ) & PSLY_Record_TAILVERSIONBIT)|(nextIndex & PSLY_Record_TAILIDXBIT));    
                } else {
                    if(__sync_bool_compare_and_swap(&queue->head, headIndex, (((headIndex & PSLY_Record_HEADVERSIONBIT) + PSLY_Record_HEADVERSIONONE) & PSLY_Record_HEADVERSIONBIT)|(nextIndex & PSLY_Record_HEADIDXBIT))) {
                        return head;
                    }
                }
            }

        }
    }
            //不够增加
        if(localArrayNum == PSLY_Record_ARRAYNUM_MAX)
            return NULL;
        if(localArrayNum == PSLY_Record_ARRAYNUM) {
            if(psly_Records[localArrayNum] == NULL) {
                int array_ = localArrayNum;
                Record* record;
                void * ptr;
                int ret = posix_memalign(&ptr, 4096, (1 << PSLY_Record_IDXNUM) * sizeof(Record));
                record = ptr;
                memset(record, 0, (1 << PSLY_Record_IDXNUM) * sizeof(Record)); 
                for(int j = 0; j < (1 << PSLY_Record_IDXNUM) - 1; ++j){ 
                  record->self = (array_ << PSLY_Record_IDXNUM) | j; 
                  record->next = j+1; 
                  record->pointer = NULL;
                  record->nextRecord = 0;
                  record += 1; 
                }    
                record->self = (array_ << PSLY_Record_IDXNUM) | ((1 << PSLY_Record_IDXNUM) - 1); 
                record->next = PSLY_Record_NEXTTAILBIT;  
                record->pointer = NULL;
                record->nextRecord = 0;
                //printf("I"m here %d %ld
", localArrayNum, pthread_self());
                if(!__sync_bool_compare_and_swap(&psly_Records[array_], NULL, ptr))
                    {free(ptr);}
                else
                    /*printf("extend to %d
", localArrayNum + 1)*/;
            }
               if(localArrayNum == PSLY_Record_ARRAYNUM)
                __sync_bool_compare_and_swap(&PSLY_Record_ARRAYNUM, localArrayNum, localArrayNum + 1);
        }
    }
}
  
void return_Record(Record* record) {
  long local = (record->next);
  local |= PSLY_Record_NEXTTAILBIT;
  record->next = local;
    int self = record->self;
    int array = (self >> PSLY_Record_IDXNUM) & PSLY_Record_ARRBITR;
    Record* arr = psly_Records[array];
    RecordQueue* queue = psly_Record_queues + array;
    for(;;) {
        int tailIndex = (queue->tail);
        int indexTail = tailIndex & PSLY_Record_TAILIDXBIT;
        Record* tail = arr + indexTail;
        int nextIndex = (tail->next);

        if(tailIndex == (queue->tail)){
            if((nextIndex & PSLY_Record_NEXTTAILBIT) == PSLY_Record_NEXTTAILBIT) {
                if(__sync_bool_compare_and_swap(&tail->next, nextIndex, (((nextIndex & PSLY_Record_NEXTVERSIONBIT) + PSLY_Record_NEXTVERSIONONE) & PSLY_Record_NEXTVERSIONBIT)|(self & PSLY_Record_NEXTIDXBIT))){
                    __sync_bool_compare_and_swap(&queue->tail, tailIndex, (((tailIndex & PSLY_Record_TAILVERSIONBIT) + PSLY_Record_TAILVERSIONONE) & PSLY_Record_TAILVERSIONBIT)|(self & PSLY_Record_TAILIDXBIT));
                    return;
                }
            } else {
                __sync_bool_compare_and_swap(&queue->tail, tailIndex, (((tailIndex & PSLY_Record_TAILVERSIONBIT) + PSLY_Record_TAILVERSIONONE) & PSLY_Record_TAILVERSIONBIT)|(nextIndex & PSLY_Record_TAILIDXBIT));
            }
        }
    }
}  


typedef struct RecordList {
    Record* volatile head ;
  Record* volatile tail ;
} RecordList ;

typedef struct RecordMap {
    volatile RecordList* lists[131070] ;
} RecordMap ;

static volatile RecordMap map;

#define INIT_RESOURCE(listNum)   
  for(int i = 0; i < (PSLY_Record_ARRAYNUM); ++i){ 
    Record* record; 
    void * ptr;
    int ret = posix_memalign(&ptr, 4096, (1 << PSLY_Record_IDXNUM) * sizeof(Record));
    psly_Records[i] = record = ptr; 
    memset(record, 0, (1 << PSLY_Record_IDXNUM) * sizeof(Record)); 
    for(int j = 0; j < (1 << PSLY_Record_IDXNUM) - 1; ++j){ 
      record->self = (i << PSLY_Record_IDXNUM) | j; 
      record->next = j+1; 
      record->pointer = NULL;
      record->nextRecord = 0;
      record += 1; 
    }    
    record->self = (i << PSLY_Record_IDXNUM) | ((1 << PSLY_Record_IDXNUM) - 1); 
    record->next = PSLY_Record_NEXTTAILBIT;  
    record->pointer = NULL;
    record->nextRecord = 0;
  }
  for(int i = 0; i < PSLY_Record_ARRAYNUM_MAX; ++i){
    psly_Record_queues[i].head = 0; 
    psly_Record_queues[i].tail = (1 << PSLY_Record_IDXNUM) - 1; 
  } 
  for(int i = 0; i < listNum; ++i) { 
    void* ptr;
    int ret = posix_memalign(&ptr, 4096, sizeof(RecordList));
    Record* head = get_Record();
    Record* tail = get_Record();
    head->nextRecord = newNext(head->nextRecord, tail); 
    map.lists[i] = ptr;
    map.lists[i]->head = head; 
    map.lists[i]->tail = tail; 
  }

#define UNINIT_RESOURCE(listNum)  
    for(int i = 0; i < (PSLY_Record_ARRAYNUM); ++i){ 
        free(psly_Records[i]); 
    } 
    for(int i = 0; i < listNum; ++i) {
        free(map.lists[i]);
    }

这里的psly_Records[1 << 4]，psly_Record_queues[1 << 4] 代表总共可以提供16组，每组65536个数据（PSLY_Record_IDXNUM = 16），初始分配4组数据(PSLY_Record_ARRAYNUM = (1 << 2))，之后如果不够就扩充一组。

局部变量：

对于一块共享内存S，我们为它的Record保持一个局部变量reordS，只需要在RECORD时候返回，后续的REMOVE跟RETIRE就不需要去查询了，相对于之前的enqueue给出的例子如下：
+++为变动代码

void enqueue(int value){
    NodeType* node;
    posix_memalign(&node, 64, sizeof(NodeType));
    memset(node, 0, sizeof(NodeType));
    node->value = value;
    node->next = NULL;
    NodeType* t;
    for(;;){
        t = Tail;
+++     Record* recordT = psly_record(&Tail, t);
+++     if(recordT == NULL)
+++         continue;
        if(Tail != t) {
+++         psly_remove(recordT);
            continue; 
        }
        NodeType* next = t->next;
        if(Tail != t) {
+++         psly_remove(recordT);
            continue;
        }
        if(next != NULL){ 
+++         psly_remove(recordT);
            __sync_bool_compare_and_swap(&Tail, t, next);
            continue;
        }
        if(__sync_bool_compare_and_swap(&t->next, NULL, node)) {
+++         psly_remove(recordT);
            break; 
        }
+++        psly_remove(recordT);
    }
    __sync_bool_compare_and_swap(&Tail, t, node);
}

这样以来，每次操作，最需要在RECORD时候遍历一次。
我们还可以做的更好

线程私有数据：

有些场景的共享内存，会在一段长期时间内不会改变，这种情况的话每次都去查询maplist显得很浪费，我们可以做个缓存来节省查询。
对于一块确定的共享内存S，我们尝试为每线程配置一个私有变量(static __tread)，用一段结构化的代码跟踪它的Record，这样以来就不需要每次都查询maplist了，
虽然不是非常合适，但我们还是拿前面Hazard pointer的例子做个示例，代码如下：

void enqueue(int value){
    NodeType* node;
    posix_memalign(&node, 64, sizeof(NodeType));
    memset(node, 0, sizeof(NodeType));
    node->value = value;
    node->next = NULL;
    NodeType* t;
    for(;;){
        t = Tail;
+++     static __thread LocalRecord localRecordT;
        Record* recordT;
+++        if(localRecordT.pointer == NULL) {
+++            recordT = psly_record(&Tail, t, NULL, NULL);
            if(recordT == NULL)
                continue;
+++            else {
+++                localRecordT.pointer = t;
+++                localRecordT.record = recordT;
+++                localRecordT.nextRecord = recordT->nextRecord;
+++            }
+++        } else {
+++            if(t != localRecordT.pointer || isChange(localRecordT.record, localRecordT.nextRecord) || t != localRecordT.record->pointer) {
+++                localRecordT.pointer = NULL;
+++                continue;
+++            } 
+++            recordT = psly_record(&Tail, t, localRecordT.record, localRecordT.nextRecord);
+++            if(recordT == NULL) {
+++                localRecordT.pointer = NULL;
+++                continue;
+++            }
+++        }
        if(Tail != t) {
            psly_remove(recordT);
            continue; 
        }
        NodeType* next = t->next;
        if(Tail != t) {
            psly_remove(recordT);
            continue;
        }
        if(next != NULL){ 
            psly_remove(recordT);
            __sync_bool_compare_and_swap(&Tail, t, next);
            continue;
        }
        if(__sync_bool_compare_and_swap(&t->next, NULL, node)) {
            psly_remove(recordT);
            break;
        }
        psly_remove(recordT);
    }
    __sync_bool_compare_and_swap(&Tail, t, node);
}

这种场景下，假如我们系统共有N个线程，那么对于一个内存，在它的整个生命周期里，需要查询maplist的次数上限为N+1次！
这种方式极大地减少了查询的次数，从而为设计某些高效的共享数据结构提供了可能。

数据结构本身带Record

void enqueue(int value){
    NodeType* node;
    posix_memalign(&node, 64, sizeof(NodeType));
    memset(node, 0, sizeof(NodeType));
    node->value = value;
    node->next = NULL;
    NodeType* t; 
    for(;;){
+++     Record* recordT = TailRecord;
+++     int versionT= recordT->version;
        t = Tail;
+++     if(recordT->pointer != t) {
+++         if(recordT == TailRecord && recordT->version == versionT) {
+++             Record* localRecordT = NULL; //udpate记录Record并给引用计数设置1，Atomicity;
+++             if(CAS(&TailRecord, recordT, localRecordT = get_Record(t, ONE))) {
+++                 return_Record(recordT);
+++             } else {
+++                 return_Record(localRecordT);
+++                 continue;
+++             }
+++         } else {
+++             continue;
+++         }
+++     } else if(recordT != TailRecord || recordT->version != versionT) {
+++         continue;
+++     } else {   
+++         psly_addOneRecord(recordT); // 增加引用计数
+++     }
        //now the t and RecordT is match!;
        if(Tail != t) {
            psly_remove(recordT);
            continue; 
        }
        NodeType* next = t->next;
        if(Tail != t) {
            psly_remove(recordT);
            continue;
        }
        if(next != NULL){ 
            psly_remove(recordT);
            __sync_bool_compare_and_swap(&Tail, t, next);
            continue;
        }
        if(__sync_bool_compare_and_swap(&t->next, NULL, node)) {
            psly_remove(recordT);
            break;
        }
        psly_remove(recordT);
    }
    __sync_bool_compare_and_swap(&Tail, t, node);
}

这里的TailRecord伴随Tail更新。

链表遍历保留前驱：
当我们查询maplist时候，有可能会因为前驱节点的失效，而要重新在该list的head开始遍历，假如链表过长会代价较大，所以我们在遍历过程中维护些前驱节点可能会好点。
示例代码如下：
保留：

      if(currKey != key) {
        int bucket;
        if((steps & STEPS_) == 0 && (bucket = (steps >> STEPBIT)) < MAXPREV) {
            Prevs* step = &prevs_[bucket];
            step->r = prev;
            step->rNext = prevNext;
        }
        ++steps; 
        prev = curr;
        prevNext = currNext;
      }

失效之后启用保留的前驱：

      --steps;
      for(;;) {
        int bucket = steps >> STEPBIT;
        bucket = bucket < MAXPREV ? bucket: (MAXPREV - 1);
        Prevs* prevs = &prevs_[bucket];
        prev = prevs->r;
        prevNext = prev->nextRecord;
        long prevNextKeep = prevs->rNext;
        if((prevNextKeep & NODEBITS) != (prevNext & NODEBITS) || (prevNext & REFCBITS) == DELETED) {
          steps -= STEPS;
        } else {
          prevs->rNext = prevNext;
          curr = idx_Record(prevNext);
          break;
        }
      }
      steps = steps & (~STEPS_);

这里的steps记录我们目前所在的位置，STEPS表达我们隔几个节点记录一次(极端情况下可以拷贝所有遍历过的节点)。

批量获取Record方式指的是，由于获取Record的竞争过于激烈，我们不再每次获取一个，而是每次获取一批，剩余的作为线程私有之后使用，维护好数据的 未使用/使用 状态，以及作为整体返回给资源库。从而极大地减少了线程间的竞争。
当然，最好的是我们不再让线程竞争Record了，我们重新组织Record，每个队列尺寸小一点。对于一个全新的线程，直接给它一个Record队列，这个队列如同之前一样是全局作用域。不够用继续获取整个队列，维护好单个Record元素的使用状况。
这样以来，对于每个线程而言，它拥有的就是Record[0]，Record[2]....等整个队列了。如果一来，每个资源队列都是被某个线程私有，即单读多写的队列。极大地减少了竞争。

对于某些场景，许多小块的共享数据同时产生，又可以同时回收。我们不再为每个内存地址分配一个Record，我们尝试将一块大内存的分割为许多小内存来使用，如此一来小内存统一映射到大内存首地址的Record，直接省去了插入链表的操作。我需要对Record进行改造，retireBit不再作为一个元素使用，这里可以换成short

struct Record{
    //Record库维护字段
    int volatile next ; 
    int self;
    //数据字段
    void* pointer;
    int refcount;
    //retire
+++ short retireNum;
    long nextRecord;
}

同时，我们的psy_record接口增加一个参数：

recordT = psly_record(void** ppointer, void* pointer, Record* record, long nextRecord, short retireNum);

我们对于某个内存pointer，我们映射首地址的方式要依赖于如何分配内存。

retire操作现在要给retireNum减一。

最后讲一下，唯一需要注意的是，如果内存已经处于可回收状态：

所有分片内存都已经retire。

观察到一次refcount为0.

那么我们便可以立即回收内部，因为对于企图使用该内存的线程而言，要么正在递增引用计数，要么已经完成访问。完成访问的没关系，根据我们的设计，递增引用计数的线程稍后会回退减一，从而不再访问这块内存。

假如竞争激烈，那么我们不再将引用计数聚集到一个refcount字段上，我们可以采用多个refcount[M]来分开计数，从而改善竞争情况，有效提高吞吐量。
具体做法可以参考Striped64。

假如我们在开发一个并发数据结构，它本身将会被共享/动态开辟/回收，数据本身带有指针，指针指向的数据随着程序的执行变得不满足需求，从而我们要重新配置这一数据，并且回收原数据。
这种情况下我们能不能正确回收所有数据呢？
答案是可以的。
对于所有内存，如果满足

共享的 / 需要回收的 / 没有明确的可以安全回收内存的逻辑点

我们都采用3RE&S Protocol提供的语义来回收内存。
因为

只要采用这种方式，内部内存同样能够被record/remove/retire/scan维护好，而新开辟的内存将正确地作为内部内存。

任何时候，数据结构本身都是完整的。同时，当整体可被回收时，不会存在线程读写内部数据。安全性得到保证

最后，我们必须自己提供freeMemory函数用于先回收内部内存，再回收外部对象的内存。