时间：2021-02-01 09:54:25 | 栏目：C代码 | 点击：次
很早以前，在学习使用 Python 的deque容器时，我写了一篇文章python3 deque 双向队列创建与使用方法分析。最近需要压测线上服务的性能，又不愿意总是在 QA 那边排队，于是需要自己写一个压测用的客户端。其中一个核心需求就是要实现 QPS 限制。
于是，终究逃不开要在 C++ 中实现一个线程安全的频率限制器。
设计思路
所谓频率限制，就是要在一个时间段（inteval）中，限制操作的次数（limit）。这又可以引出两种强弱不同的表述：
不难发现，强表述通过「滑动窗口」的方式，不仅限制了频率，还要求了操作在时间上的均匀性。前作的频率限制器，实际上对应了这里的强表述。但实际工程中，我们通常只需要实现弱表述的频率限制器就足够使用了。
对于弱表述，实现起来主要思路如下：
当操作计数（count）小于限制（limit）时直接放行；
单线程实现
在不考虑线程安全时，不难给出这样的实现。
struct ms_clock {
using rep = std::chrono::milliseconds::rep;
using period = std::chrono::milliseconds::period;
using duration = std::chrono::duration<rep, period>;
using time_point = std::chrono::time_point<ms_clock, duration>;
static
time_point now() noexcept {
return time_point(std::chrono::duration_cast<duration>(
std::chrono::steady_clock::now().time_since_epoch()));
}
};
} // namespace __details
class RateLimiter {
public:
using clock = __details::ms_clock; // 1.
private:
const uint64_t limit_;
const clock::duration interval_;
const clock::rep interval_count_;
mutable uint64_t count_{std::numeric_limits<uint64_t>::max()}; // 2.a.
mutable clock::rep timestamp_{0}; // 2.b.
public:
constexpr RateLimiter(uint64_t limit, clock::duration interval) :
limit_(limit), interval_(interval), interval_count_(interval_.count()) {}
RateLimiter(const RateLimiter&) = delete; // 3.a.
RateLimiter& operator=(const RateLimiter&) = delete; // 3.b.
RateLimiter(RateLimiter&&) = delete; // 3.c.
RateLimiter& operator=(RateLimiter&&) = delete; // 3.d.
bool operator()() const;
double qps() const {
return 1000.0 * this->limit_ / this->interval_count_;
}
};
bool RateLimiter::operator()() const {
auto orig_count = this->count_++;
if (orig_count < this->limit_) { // 4.
return true;
} else {
auto ts = this->timestamp_;
auto now = clock::now().time_since_epoch().count();
if (now - ts < this->interval_count_) { // 5.
return false;
}
this->timestamp_ = now;
this->count_ = 1;
return true;
}
}
这里，
(1) 表明频率限制器使用单位为毫秒的时钟。在实际使用时，也可以按需改成微妙甚至纳秒。
(2) 使用mutable修饰内部状态count_和timestamp_。这是因为两个limit_和interval_相同的频率限制器，在逻辑上是等价的，但他们的内部状态却不一定相同。因此，为了让const成员函数能够修改内部状态（而不改变逻辑等价），我们要给内部状态数据成员加上mutable修饰。
(2.a) 处将count_设置为类型可表示的最大值是为了让
(4) 的判断失败，而对timestamp_进行初始化。
(2.b) 处将timestamp_设置为0则是基于同样的原因，让 (5) 的判断失败。
(2.a) 和 (2.b) 处通过巧妙的初值设计，将初始化状态与后续正常工作状态的逻辑统一了起来，而无须丑陋的判断。
(3) 禁止了对象的拷贝和移动。这是因为一个频率限制器应绑定一组操作，而不应由两组或更多组操作共享（对于拷贝的情形），或是中途失效（对于移动的情形）。
如此一来，函数调用运算符就忠实地实现了前述逻辑。
多线程改造
第一步改造
当有多线程同时调用RateLimiter::operator()时，显而易见，在count_和timestamp_上会产生竞争。我们有两种办法解决这个问题：要不然加锁，要不然把count_和timestamp_设为原子变量然后用原子操作解决问题。于是，对函数调用运算符，我们有如下第一步的改造。
class RateLimiter {
// 其余保持不变
private:
mutable std::atomic<uint64_t> count_{std::numeric_limits<uint64_t>::max()}; // 1.a.
mutable std::atomic<clock::rep> timestamp_{0}; // 1.b.
// 其余保持不变
};
bool RateLimiter::operator()() const {
auto orig_count = this->count_.fetch_add(1UL); // 2.
if (orig_count < this->limit_) {
return true;
} else {
auto ts = this->timestamp_.load(); // 3.
auto now = clock::now().time_since_epoch().count();
if (now - ts < this->interval_count_) {
return false;
}
this->timestamp_.store(now); // 4.
this->count_.store(1UL); // 5.
return true;
}
}
这里，
count_和timestamp_声明为原子的，从而方便后续进行原子操作。这样看起来很完美，但其实是有 bug 的。我们重点关注 (4) 这里。(4) 的本意是更新timestamp_，以备下一次orig_count >= this->limit_时进行判断。准确设置这一timestamp是频率限制器正确工作的基石。但是，如果有两个（或更多）线程，同时走到了 (4)会发生什么？
timestamp_的值究竟是什么，我们完全不可预期。count_置为1。但是你想，频率限制器先后放行了两次操作，但为什么count_是1呢？这是不是就「偷跑」了一次操作？为此，我们要保证只有一个线程会真正设置timestamp_，而拒绝其他同样走到 (4) 位置的线程的操作，以避免其重复设置timestamp_以及错误地将count_再次置为1。
第二步改进
于是有以下改进。
bool RateLimiter::operator()() const {
auto orig_count = this->count_.fetch_add(1UL); // 3.
if (orig_count < this->limit_) { // 4.
return true;
} else {
auto ts = this->timestamp_.load();
auto now = clock::now().time_since_epoch().count();
if (now - ts < this->interval_count_) { // 5.
return false;
}
if (not this->timestamp_.compare_and_exchange_strong(ts, now)) { // 1.
return false;
}
this->count_.store(1UL); // 2.
return true;
}
}
这里，(1) 是一个 CAS 原子操作。它会原子地比较timestamp_和ts的值（Compare）：若他们相等，则将now的值写入timestamp_（Swap），并返回true；若他们不相等，则将timestamp_的值写入ts，并返回false。如果没有其他线程抢先修改timestamp_的值，那么 CAS 操作应该成功并返回true，继续执行后面的代码；否则，说明其他线程已经抢先修改了timestamp_，当前线程的操作被记入上一个周期而被频率限制器拒绝。
现在要考虑 (2)。如果执行完 (1) 之后立即立刻马上没有任何延迟地执行 (2)，那么当然一切大吉。但如果这时候当前线程被切出去，会发生什么？我们要分情况讨论。
如果ts == 0，也就是「当前线程」是频率限制器第一次修改timestamp_。于是，当前线程可能会在 (3) 处将count_（溢出地）自增为0，从而可能有其他线程通过 (4)。此时，当前线程在当前分片有可能应当被拒绝操作。为此，我们需要在 (1) 和 (2) 之间做额外的判断。
if (ts == 0) {
auto orig_count = this->count.fetch_add(1UL);
return (orig_count < this->limit_);
}
如果ts != 0，也就是「当前线程」并非频率限制器第一次修改timestamp_。那么其他线程在 (4) 处必然判断失败，但在 (5) 处的判断可能成功，从而可能继续成功执行 (1)，从而接连两次执行 (2)。但这不影响正确性。因为通过 (5) 表明相对当前线程填入的timestamp_，已经由过了一个时间段（interval），而在这个时间段里，只有当前线程的一次操作会被接受。
第三次改进
由此，我们得到：
bool RateLimiter::operator()() const {
auto orig_count = this->count_.fetch_add(1UL);
if (orig_count < this->limit_) {
return true;
} else {
auto ts = this->timestamp_.load();
auto now = clock::now().time_since_epoch().count();
if (now - ts < this->interval_count_) {
return false;
}
if (not this->timestamp_.compare_and_exchange_strong(ts, now)) {
return false;
}
if (ts == 0) {
auto orig_count = this->count.fetch_add(1UL);
return (orig_count < this->limit_);
}
this->count_.store(1UL);
return true;
}
}
至此，我们的代码在逻辑上已经成立了，接下来要做一些性能方面的优化。
原子操作默认采用std::memory_order_seq_cst的内存模型。这是 C++ 中最严格的内存模型，它有两个保证：
为了实现顺序一致性（sequential consistency），编译器会使用很多对抗编译器优化和 CPU 乱序执行（Out-of-Order Execution）的手段，因而性能较差。对于此处的count_，我们无需顺序一致性模型，只需要获取释放模型（Aquire-Release）模型就足够了。
第四次改进
于是有第四次改进：
bool RateLimiter::operator()() const {
auto orig_count = this->count_.fetch_add(1UL, std::memory_order_acq_rel);
if (orig_count < this->limit_) {
return true;
} else {
auto ts = this->timestamp_.load();
auto now = clock::now().time_since_epoch().count();
if (now - ts < this->interval_count_) {
return false;
}
if (not this->timestamp_.compare_and_exchange_strong(ts, now)) {
return false;
}
if (ts == 0) {
auto orig_count = this->count.fetch_add(1UL, std::memory_order_acq_rel);
return (orig_count < this->limit_);
}
this->count_.store(1UL, std::memory_order_release);
return true;
}
}
至此，我们就完整实现了一个频率限制器，可以愉快地开始拉 QPS 压测了！
总结