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一文带你怼邃晓历程和线程通讯道理

历程间通讯

历程是需要频仍的和其他历程举行交流的。比方,在一个 shell 管道中,第一个历程的输出必需通报给第二个历程,如许沿着管道举行下去。因而,历程之间如果需要通讯的话,必需要运用一种优越的数据结构以至于不能被中断。下面我们会一同议论有关 历程间通讯(Inter Process Communication, IPC) 的问题。

关于历程间的通讯,这里有三个问题

  • 上面提到了第一个问题,那就是一个历程怎样通报音讯给其他历程。
  • 第二个问题是怎样确保两个或多个线程之间不会互相滋扰。比方,两个航空公司都试图为差异的主顾抢购飞机上的末了一个坐位。
  • 第三个问题是数据的先后次序的问题,如果历程 A 发作数据而且历程 B 打印数据。则历程 B 打印数据之前需要先等 A 发作数据后才可以举行打印。

需要注重的是,这三个问题中的背面两个问题一样也适用于线程

第一个问题在线程间比较好处置惩罚,因为它们同享一个地点空间,它们具有雷同的运转时环境,可以设想你在用高等言语编写多线程代码的历程当中,线程通讯问题是不是是比较轻易处置惩罚?

别的两个问题也一样适用于线程,一样的问题可用一样的要领来处置惩罚。我们背面会逐步议论这三个问题,你如今头脑中大抵有个印象即可。

竞态前提

在一些操纵体系中,合作的历程大概同享一些相互都能读写的群众资本。群众资本大概在内存中也大概在一个同享文件。为了讲清楚历程间是怎样通讯的,这里我们举一个例子:一个背景打印程序。当一个历程需要打印某个文件时,它会将文件名放在一个特别的背景目次(spooler directory)中。另一个历程 打印背景历程(printer daemon) 会按期的搜检是不是需要文件被打印,如果有的话,就打印并将该文件名从目次下删除。

假定我们的背景目次有异常多的 槽位(slot),编号依次为 0,1,2,...,每一个槽位寄存一个文件名。同时假定有两个同享变量:out,指向下一个需要打印的文件;in,指向目次中下个余暇的槽位。可以把这两个文件保留在一个一切历程都能接见的文件中,该文件的长度为两个字。在某一时刻,0 至 3 号槽位空,4 号至 6 号槽位被占用。在一致时刻,历程 A 和 历程 B 都决议将一个文件列队打印,状态以下

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墨菲轨则(Murphy) 中说过,任何大概失足的处所终将失足,这句话见效时,大概发作以下状态。

历程 A 读到 in 的值为 7,将 7 存在一个局部变量 next_free_slot 中。此时发作一次时钟中断,CPU 以为历程 A 已运转了充足长的时刻,决议切换到历程 B 。历程 B 也读取 in 的值,发明是 7,然后历程 B 将 7 写入到自身的局部变量 next_free_slot 中,在这一时刻两个历程都以为下一个可用槽位是 7 。

历程 B 如今继承运转,它会将打印文件名写入到 slot 7 中,然后把 in 的指针更改成 8 ,然后历程 B 脱离去做其他的事变

如今历程 A 入手下手恢复运转,因为历程 A 经由历程搜检 next_free_slot也发明 slot 7 的槽位是空的,因而将打印文件名存入 slot 7 中,然后把 in 的值更新为 8 ,因为 slot 7 这个槽位中已有历程 B 写入的值,所以历程 A 的打印文件名会把历程 B 的文件掩盖,因为打印机内部是没法发明是哪一个历程更新的,它的功用比较范围,所以这时候刻历程 B 永久没法打印输出,类似这类状态,即两个或多个线程同时对一同享数据举行修正,从而影响程序运转的准确性时,这类就被称为竞态前提(race condition)。调试竞态前提是一种异常难题的事情,因为绝大多数状态下程序运转优越,但在极少数的状态下会发作一些没法解释的新鲜征象。不幸的是,多核增进带来的这类问题使得竞态前提愈来愈广泛。

临界区

不仅同享资本会形成竞态前提,事实上同享文件、同享内存也会形成竞态前提、那末该怎样防备呢?或许一句话可以归纳综合申明:制止一个或多个历程在一致时刻对同享资本(包括同享内存、同享文件等)举行读写。换句话说,我们需要一种 互斥(mutual exclusion) 前提,这也就是说,如果一个历程在某种体式格局下运用同享变量和文件的话,除该历程之外的其他历程就制止做这类事(接见一致资本)。上面问题的纠结点在于,在历程 A 对同享变量的运用未终了之前历程 B 就运用它。在任何操纵体系中,为了完成互斥操纵而选用恰当的原语是一个主要的设想问题,接下来我们会偏重讨论一下。

防备合作问题的前提可以用一种笼统的体式格局去形貌。大部分时刻,历程都邑忙于内部盘算和其他不会致使合作前提的盘算。然则,偶然刻历程会接见同享内存或文件,或许做一些可以致使竞态前提的操纵。我们把对同享内存举行接见的程序片断称作 临界地区(critical region)临界区(critical section)。如果我们可以准确的操纵,使两个差异历程不大概同时处于临界区,就可以防备合作前提,这也是从操纵体系设想角度来举行的。

只管上面这类设想防备了合作前提,然则不能确保并发线程同时接见同享数据的准确性和高效性。一个好的处置惩罚计划,应当包括下面四种前提

  1. 任什么时候刻两个历程不能同时处于临界区
  2. 不应对 CPU 的速率和数量做任何假定
  3. 位于临界区外的历程不得壅塞其他历程
  4. 不能使任何历程无穷守候进入临界区

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从笼统的角度来看,我们平常愿望历程的行动如上图所示,在 t1 时刻,历程 A 进入临界区,在 t2 的时刻,历程 B 尝试进入临界区,因为此时历程 A 正在处于临界区中,所以历程 B 会壅塞直到 t3 时刻历程 A 脱离临界区,此时历程 B 可以许可进入临界区。末了,在 t4 时刻,历程 B 脱离临界区,体系恢复到没有历程的原始状态。

忙等互斥

下面我们会继承讨论完成互斥的种种设想,在这些计划中,当一个历程正忙于更新其症结地区的同享内存时,没有其他历程会进入其症结地区,也不会形成影响。

屏蔽中断

在单处置惩罚器体系上,最简朴的处置惩罚计划是让每一个历程在进入临界区后立时屏蔽一切中断,并在脱离临界区之前从新启用它们。屏蔽中断后,时钟中断也会被屏蔽。CPU 只需发作时钟中断或其他中断时才会举行历程切换。如许,在屏蔽中断后 CPU 不会切换到其他历程。所以,一旦某个历程屏蔽中断今后,它就可以搜检和修正同享内存,而不必忧郁其他历程介入接见同享数据。

这个计划可行吗?历程进入临界地区是由谁决议的呢?不是用户历程吗?当历程进入临界地区后,用户历程封闭中断,如果经由一段较长时刻后历程没有脱离,那末中断不就一向启用不了,效果会怎样?大概会形成悉数体系的住手。而且如果是多处置惩罚器的话,屏蔽中断仅仅对实行 disable 指令的 CPU 有效。其他 CPU 仍将继承运转,并可以接见同享内存。

另一方面,对内核来讲,当它在实行更新变量或列表的几条指令时期将中断屏蔽是很轻易的。比方,如果多个历程处置惩罚停当列表中的时刻发作中断,则大概会发作竞态前提的涌现。所以,屏蔽中断关于操纵体系自身来讲是一项很有效的手艺,然则关于用户线程来讲,屏蔽中断却不是一项通用的互斥机制。

锁变量

作为第二种尝试,可以寻觅一种软件层面处置惩罚计划。斟酌有单个同享的(锁)变量,初始为值为 0 。当一个线程想要进入症结地区时,它起首会检察锁的值是不是为 0 ,如果锁的值是 0 ,历程会把它设置为 1 并让历程进入症结地区。如果锁的状态是 1,历程会守候直到锁变量的值变成 0 。因而,锁变量的值是 0 则意味着没有线程进入症结地区。如果是 1 则意味着有历程在症结地区内。我们对上图修正后,以下所示

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这类设想体式格局是不是准确呢?是不是存在马虎呢?假定一个历程读出锁变量的值并发明它为 0 ,而恰幸亏它将其设置为 1 之前,另一个历程调理运转,读出锁的变量为0 ,并将锁的变量设置为 1 。然后第一个线程运转,把锁变量的值再次设置为 1,此时,临界地区就会有两个历程在同时运转。

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或许有的读者可以这么以为,在进入前搜检一次,在要脱离的症结地区再搜检一次不就处置惩罚了吗?现实上这类状态也是于事无补,因为在第二次搜检时期其他线程仍有大概修正锁变量的值,换句话说,这类 set-before-check 不是一种 原子性 操纵,所以一样还会发作合作前提。

严厉轮询法

第三种互斥的体式格局先抛出来一段代码,这里的程序是用 C 言语编写,之所以采纳 C 是因为操纵体系广泛是用 C 来编写的(偶然会用 C++),而基础不会运用 Java 、Modula3 或 Pascal 如许的言语,Java 中的 native 症结字底层也是 C 或 C++ 编写的源码。关于编写操纵体系而言,需要运用 C 言语这类壮大、高效、可预知和有特征的言语,而关于 Java ,它是不可预知的,因为它在症结时刻会用完存储器,而在不合适的时刻会挪用垃圾接纳机制接纳内存。在 C 言语中,这类状态不会发作,C 言语中不会主动挪用垃圾接纳接纳内存。有关 C 、C++ 、Java 和其他四种言语的比较可以参考 链接

历程 0 的代码

while(TRUE){
  while(turn != 0){
    /* 进入症结地区 */
    critical_region();
    turn = 1;
    /* 脱离症结地区 */
    noncritical_region();
  }
}

历程 1 的代码

while(TRUE){
  while(turn != 1){
    critical_region();
    turn = 0;
    noncritical_region();
  }
}

在上面代码中,变量 turn,初始值为 0 ,用于纪录轮到谁人历程进入临界区,并搜检或更新同享内存。入手下手时,历程 0 搜检 turn,发明其值为 0 ,因而进入临界区。历程 1 也发明其值为 0 ,所以在一个守候轮回中不断的测试 turn,看其值什么时候变成 1。一连搜检一个变量直到某个值涌现为止,这类要领称为 忙守候(busywaiting)。因为这类体式格局糟蹋 CPU 时刻,所以这类体式格局平常应当要防备。只需在有来由以为守候时刻是异常短的状态下,才可以运用忙守候。用于忙守候的锁,称为 自旋锁(spinlock)

历程 0 脱离临界区时,它将 turn 的值设置为 1,以便许可历程 1 进入其临界区。假定历程 1 很快便脱离了临界区,则此时两个历程都处于临界区之外,turn 的值又被设置为 0 。如今历程 0 很快就实行完了悉数轮回,它退出临界区,并将 turn 的值设置为 1。此时,turn 的值为 1,两个历程都在其临界区外实行。

倏忽,历程 0 终了了非临界区的操纵并返回到轮回的入手下手。然则,这时候它不能进入临界区,因为 turn 的当前值为 1,此时历程 1 还忙于非临界区的操纵,历程 0 只能继承 while 轮回,直到历程 1 把 turn 的值改成 0 。这申明,在一个历程比另一个历程实行速率慢了很多的状态下,轮番进入临界区并非一个好的要领。

这类状态违反了前面的叙说 3 ,即 位于临界区外的历程不得壅塞其他历程,历程 0 被一个临界区外的历程壅塞。因为违反了第三条,所以也不能作为一个好的计划。

Peterson 解法

荷兰数学家 T.Dekker 经由历程将锁变量与正告变量相结合,最早提出了一个不需要严厉轮换的软件互斥算法,关于 Dekker 的算法,参考 链接

厥后, G.L.Peterson 发明了一种简朴很多的互斥算法,它的算法以下

#define FALSE 0
#define TRUE  1
#define N     2                             /* 历程数量 */

int turn;                                       /* 如今轮到谁 */
int interested[N];                              /* 一切值初始化为 0 (FALSE) */

void enter_region(int process){                 /* 历程是 0 或 1 */
  
  int other;                                    /* 另一个历程号 */
  
  other = 1 - process;                          /* 另一个历程 */
  interested[process] = TRUE;                   /* 示意情愿进入临界区 */
  turn = process;
  while(turn == process 
        && interested[other] == true){}                          /* 空轮回 */
  
}

void leave_region(int process){
  
  interested[process] == FALSE;              /* 示意脱离临界区 */
}

在运用同享变量时(即进入其临界区)之前,各个历程运用各自的历程号 0 或 1 作为参数来挪用 enter_region,这个函数挪用在需要时将使历程守候,直到可以平安的临界区。在完成对同享变量的操纵今后,历程将挪用 leave_region 示意操纵完成,而且许可其他历程进入。

如今来看看这个方法是怎样事情的。一入手下手,没有任何历程处于临界区中,如今历程 0 挪用 enter_region。它经由历程设置数组元素和将 turn 置为 0 来示意它愿望进入临界区。因为历程 1 并不想进入临界区,所以 enter_region 很快便返回。如果历程如今挪用 enter_region,历程 1 将在此处挂起直到 interested[0] 变成 FALSE,这类状态只需在历程 0 挪用 leave_region 退出临界区时才会发作。

那末上面议论的是次序进入的状态,如今来斟酌一种两个历程同时挪用 enter_region 的状态。它们都将自身的历程存入 turn,但只需末了保留进去的历程号才有效,前一个历程的历程号因为重写而丧失。如果历程 1 是末了存入的,则 turn 为 1 。当两个历程都运转到 while 的时刻,历程 0 将不会轮回并进入临界区,而历程 1 将会无穷轮回且不会进入临界区,直到历程 0 退出位置。

TSL 指令

如今来看一种需要硬件协助的计划。一些盘算机,特别是那些设想为多处置惩罚器的盘算机,都邑有下面这条指令

TSL RX,LOCK 

称为 测试并加锁(test and set lock),它将一个内存字 lock 读到寄存器 RX 中,然后在该内存地点上存储一个非零值。读写指令能保证是一体的,不可分割的,一同实行的。在这个指令终了之前其他处置惩罚器均不许可接见内存。实行 TSL 指令的 CPU 将会锁住内存总线,用来制止其他 CPU 在这个指令终了之前接见内存。

很主要的一点是锁住内存总线和禁用中断不一样。禁用中断并不能保证一个处置惩罚器在读写操纵之间另一个处置惩罚器对内存的读写。也就是说,在处置惩罚器 1 上屏蔽中断对处置惩罚器 2 没有影响。让处置惩罚器 2 阔别内存直到处置惩罚器 1 完成读写的最好的体式格局就是锁住总线。这需要一个特别的硬件(基础上,一根总线就可以确保总线由锁住它的处置惩罚器运用,而其他的处置惩罚器不能运用)

为了运用 TSL 指令,要运用一个同享变量 lock 来谐和对同享内存的接见。当 lock 为 0 时,任何历程都可以运用 TSL 指令将其设置为 1,并读写同享内存。当操纵终了时,历程运用 move 指令将 lock 的值从新设置为 0 。

这条指令怎样防备两个历程同时进入临界区呢?下面是处置惩罚计划

enter_region:
        TSL REGISTER,LOCK                      | 复制锁到寄存器并将锁设为1
        CMP REGISTER,#0           | 锁是 0 吗?
        JNE enter_region                  | 若不是零,申明锁已被设置,所以轮回
        RET                           | 返回挪用者,进入临界区
    
    
leave_region:
            MOVE LOCK,#0              | 在锁中存入 0 
        RET                           | 返回挪用者

我们可以看到这个处置惩罚计划的头脑和 Peterson 的头脑很类似。假定存在以下共 4 指令的汇编言语程序。第一条指令将 lock 本来的值复制到寄存器中并将 lock 设置为 1 ,随后这个本来的值和 0 做对照。如果它不是零,申明之前已被加过锁,则程序返回到入手下手并再次测试。经由一段时刻后(可长可短),该值变成 0 (当前处于临界区中的历程退出临界区时),因而历程返回,此时已加锁。要消灭这个锁也比较简朴,程序只需要将 0 存入 lock 即可,不需要特别的同步指令。

如今有了一种很明白的做法,那就是历程在进入临界区之前会先挪用 enter_region,推断是不是举行轮回,如果lock 的值是 1 ,举行无穷轮回,如果 lock 是 0,不进入轮回并进入临界区。在历程从临界区返回时它挪用 leave_region,这会把 lock 设置为 0 。与基于临界区问题的一切解法一样,历程必需在准确的时刻挪用 enter_region 和 leave_region ,解法才见效。

另有一个可以替换 TSL 的指令是 XCHG,它原子性的交流了两个位置的内容,比方,一个寄存器与一个内存字,代码以下

enter_region:
        MOVE REGISTER,#1                            | 把 1 放在内存器中
        XCHG REGISTER,LOCK                      | 交流寄存器和锁变量的内容
        CMP REGISTER,#0                         | 锁是 0 吗?
        JNE enter_region                                    | 若不是 0 ,锁已被设置,举行轮回
        RET                                         | 返回挪用者,进入临界区
    
leave_region:                                       
        MOVE LOCK,#0                                | 在锁中存入 0 
        RET                                         | 返回挪用者

XCHG 的实质上与 TSL 的处置惩罚方法一样。一切的 Intel x86 CPU 在底层同步中运用 XCHG 指令。

就寝与叫醒

上面解法中的 Peterson 、TSL 和 XCHG 解法都是准确的,然则它们都有忙守候的瑕玷。这些解法的实质上都是一样的,先搜检是不是可以进入临界区,若不许可,则该历程将原地守候,直到许可为止。

这类体式格局不只糟蹋了 CPU 时刻,而且还大概引发意想不到的效果。斟酌一台盘算机上有两个历程,这两个历程具有差异的优先级,H 是属于优先级比较高的历程,L 是属于优先级比较低的历程。历程调理的划定规矩是不管什么时候只需 H 历程处于停当态 H 就入手下手运转。在某一时刻,L 处于临界区中,此时 H 变成停当态,预备运转(比方,一条 I/O 操纵终了)。如今 H 要入手下手忙等,但因为当 H 停当时 L 就不会被调理,L 历来不会偶然机脱离症结地区,所以 H 会变成死轮回,偶然将这类状态称为优先级反转问题(priority inversion problem)

如今让我们看一下历程间的通讯原语,这些原语在不许可它们进入症结地区之前会壅塞而不是糟蹋 CPU 时刻,最简朴的是 sleepwakeup。Sleep 是一个可以形成挪用者壅塞的体系挪用,也就是说,这个体系挪用会停息直到其他历程叫醒它。wakeup 挪用有一个参数,即要叫醒的历程。另有一种体式格局是 wakeup 和 sleep 都有一个参数,即 sleep 和 wakeup 需要婚配的内存地点。

生产者-花费者问题

作为这些私有原语的例子,让我们斟酌生产者-花费者(producer-consumer) 问题,也称作 有界缓冲区(bounded-buffer) 问题。两个历程同享一个群众的牢固大小的缓冲区。个中一个是生产者(producer),将信息放入缓冲区, 另一个是花费者(consumer),会从缓冲区中掏出。也可以把这个问题平常化为 m 个生产者和 n 个花费者的问题,然则我们这里只议论一个生产者和一个花费者的状态,如许可以简化完成计划。

如果缓冲行列已满,那末当生产者仍想要将数据写入缓冲区的时刻,会涌现问题。它的处置惩罚方法是让生产者就寝,也就是壅塞生产者。比及花费者从缓冲区中掏出一个或多个数据项时再叫醒它。一样的,当花费者试图从缓冲区中取数据,然则发明缓冲区为空时,花费者也会就寝,壅塞。直到生产者向个中放入一个新的数据。

这个逻辑听起来比较简朴,而且这类体式格局也需要一种称作 监听 的变量,这个变量用于看管缓冲区的数据,我们暂定为 count,如果缓冲区最多寄存 N 个数据项,生产者会每次推断 count 是不是抵达 N,不然生产者向缓冲区放入一个数据项并增量 count 的值。花费者的逻辑也很类似:起首测试 count 的值是不是为 0 ,如果为 0 则花费者就寝、壅塞,不然会从缓冲区掏出数据并使 count 数量递减。每一个历程也会搜检搜检是不是其他线程是不是应当被叫醒,如果应当被叫醒,那末就叫醒该线程。下面是生产者花费者的代码

#define N 100                                       /* 缓冲区 slot 槽的数量 */
int count = 0                                               /* 缓冲区数据的数量 */
  
// 生产者
void producer(void){
  int item;
  
  while(TRUE){                                           /* 无穷轮回 */
    item = produce_item()                                               /* 生成下一项数据 */
    if(count == N){
      sleep();                                                  /* 如果缓存区是满的,就会壅塞 */
    }
    
    insert_item(item);                                                  /* 把当前数据放在缓冲区中 */
    count = count + 1;                                                  /* 增添缓冲区 count 的数量 */
    if(count == 1){
      wakeup(consumer);                                         /* 缓冲区是不是为空? */
    }
  }
}

// 花费者
void consumer(void){
  
  int item;
  
  while(TRUE){                                          /* 无穷轮回 */
    if(count == 0){                                         /* 如果缓冲区是空的,就会举行壅塞 */
      sleep();
    }
    item = remove_item();                                               /* 从缓冲区中掏出一个数据 */
    count = count - 1                                              /* 将缓冲区的 count 数量减一 */
    if(count == N - 1){                                                /* 缓冲区满嘛? */
      wakeup(producer);     
    }
    consumer_item(item);                                                /* 打印数据项 */
  }
  
}

为了在 C 言语中形貌像是 sleepwakeup 的体系挪用,我们将以库函数挪用的情势来示意。它们不是 C 规范库的一部分,但可以在现实具有这些体系挪用的任何体系上运用。代码中未完成的 insert_itemremove_item 用来纪录将数据项放入缓冲区和从缓冲区掏出数据等。

如今让我们回到生产者-花费者问题上来,上面代码中会发作合作前提,因为 count 这个变量是暴露在群众视野下的。有大概涌现下面这类状态:缓冲区为空,此时花费者正好读取 count 的值发明它为 0 。此时调理程序决议停息花费者并启动运转生产者。生产者生产了一条数据并把它放在缓冲区中,然后增添 count 的值,并注重到它的值是 1 。因为 count 为 0,花费者必需处于就寝状态,因而生产者挪用 wakeup 来叫醒花费者。然则,花费者此时在逻辑上并没有就寝,所以 wakeup 信号会丧失。当花费者下次启动后,它会检察之前读取的 count 值,发明它的值是 0 ,然后在此举行就寝。不久今后生产者会填满悉数缓冲区,在这今后会壅塞,如许一来两个历程将永久就寝下去。

引发上面问题的实质是 叫醒还没有举行就寝状态的历程会致使叫醒丧失。如果它没有丧失,则一切都很正常。一种疾速处置惩罚上面问题的体式格局是增添一个叫醒守候位(wakeup waiting bit)。当一个 wakeup 信号发送给仍在苏醒的历程后,该位置为 1 。今后,当历程尝试就寝的时刻,如果叫醒守候位为 1 ,则该位消灭,而历程依然坚持苏醒。

然则,当历程数量有很多的时刻,这时候你可以说经由历程增添叫醒守候位的数量来叫醒守候位,因而就有了 2、4、6、8 个叫醒守候位,然则并没有从基础上处置惩罚问题。

信号量

信号量是 E.W.Dijkstra 在 1965 年提出的一种要领,它运用一个整形变量来累计叫醒次数,以供今后运用。在他的观点中,有一个新的变量范例称作 信号量(semaphore)。一个信号量的取值可所以 0 ,或恣意正数。0 示意的是不需要任何叫醒,恣意的正数示意的就是叫醒次数。

Dijkstra 提出了信号量有两个操纵,如今平常运用 downup(离别可以用 sleep 和 wakeup 来示意)。down 这个指令的操纵会搜检值是不是大于 0 。如果大于 0 ,则将其值减 1 ;若该值为 0 ,则历程将就寝,而且此时 down 操纵将会继承实行。搜检数值、修正变量值以及大概发作的就寝操纵均为一个单一的、不可分割的 原子操纵(atomic action) 完成。这会保证一旦信号量操纵入手下手,没有其他的历程可以接见信号量,直到操纵完成或许壅塞。这类原子性关于处置惩罚同步问题和防备合作相对必不可少。

原子性操纵指的是在盘算机科学的很多其他领域中,一组相干操纵悉数实行而没有中断或基础不实行。

up 操纵会使信号量的值 + 1。如果一个或很多个历程在信号量上就寝,没法完成一个先前的 down 操纵,则由体系挑选个中一个并许可该程完成 down 操纵。因而,对一个历程在其上就寝的信号量实行一次 up 操纵今后,该信号量的值依然是 0 ,但在其上就寝的历程却少了一个。信号量的值增 1 和叫醒一个历程一样也是不可分割的。不会有某个历程因实行 up 而壅塞,正如在前面的模子中不会有历程因实行 wakeup 而壅塞是一样的原理。

用信号量处置惩罚生产者 - 花费者问题

用信号量处置惩罚丧失的 wakeup 问题,代码以下

#define N 100                                           /* 定义缓冲区槽的数量 */
typedef int semaphore;                                      /* 信号量是一种特别的 int */
semaphore mutex = 1;                                        /* 掌握症结地区的接见 */
semaphore empty = N;                                        /* 统计 buffer 空槽的数量 */
semaphore full = 0;                                     /* 统计 buffer 满槽的数量 */

void producer(void){ 
  
  int item;  
  
  while(TRUE){                                          /* TRUE 的常量是 1 */
    item = producer_item();                                     /* 发作放在缓冲区的一些数据 */
    down(&empty);                                           /* 将空槽数量减 1  */
    down(&mutex);                                           /* 进入症结地区  */
    insert_item(item);                                      /* 把数据放入缓冲区中 */
    up(&mutex);                                         /* 脱离临界区 */
    up(&full);                                              /* 将 buffer 满槽数量 + 1 */
  }
}

void consumer(void){
  
  int item;
  
  while(TRUE){                                          /* 无穷轮回 */
    down(&full);                                            /* 缓存区满槽数量 - 1 */
    down(&mutex);                                           /* 进入缓冲区 */ 
    item = remove_item();                                   /* 从缓冲区掏出数据 */
    up(&mutex);                                         /* 脱离临界区 */
    up(&empty);                                         /* 将空槽数量 + 1 */
    consume_item(item);                                 /* 处置惩罚数据 */
  }
  
}

为了确保信号量能准确事情,最主要的是要采纳一种不可分割的体式格局来完成它。平常是将 up 和 down 作为体系挪用来完成。而且操纵体系只需在实行以下操纵时临时屏蔽悉数中断:搜检信号量、更新、必要时使历程就寝。因为这些操纵仅需要异常少的指令,因而中断不会形成影响。如果运用多个 CPU,那末信号量应当被锁举行庇护。运用 TSL 或许 XCHG 指令用来确保一致时刻只需一个 CPU 对信号量举行操纵。

运用 TSL 或许 XCHG 来防备几个 CPU 同时接见一个信号量,与生产者或花费者运用忙守候来守候其他腾出或添补缓冲区是完整不一样的。前者的操纵仅需要几个毫秒,而生产者或花费者大概需要恣意长的时刻。

上面这个处置惩罚计划运用了三种信号量:一个称为 full,用来纪录充溢的缓冲槽数量;一个称为 empty,纪录空的缓冲槽数量;一个称为 mutex,用来确保生产者和花费者不会同时进入缓冲区。Full 被初始化为 0 ,empty 初始化为缓冲区中插槽数,mutex 初始化为 1。信号量初始化为 1 而且由两个或多个历程运用,以确保它们中同时只需一个可以进入症结地区的信号被称为 二进制信号量(binary semaphores)。如果每一个历程都在进入症结地区之前实行 down 操纵,而在脱离症结地区今后实行 up 操纵,则可以确保互相互斥。

如今我们有了一个好的历程间原语的保证。然后我们再来看一下中断的次序保证

  1. 硬件压入客栈程序计数器等
  2. 硬件从中断向量装入新的程序计数器
  3. 汇编言语历程保留寄存器的值
  4. 汇编言语历程设置新的客栈
  5. C 中断效劳器运转(典范的读和缓存写入)
  6. 调理器决议下面哪一个程序先运转
  7. C 历程返回至汇编代码
  8. 汇编言语历程入手下手运转新的当前历程

在运用信号量的体系中,隐蔽中断的天然要领是让每一个 I/O 装备都装备一个信号量,该信号量最初设置为0。在 I/O 装备启动后,中断处置惩罚程序立时对相干联的信号实行一个 down 操纵,因而历程立时被壅塞。当中断进入时,中断处置惩罚程序随后对相干的信号量实行一个 up操纵,可以使已阻挠的历程恢复运转。在上面的中断处置惩罚步骤中,个中的第 5 步 C 中断效劳器运转 就是中断处置惩罚程序在信号量上实行的一个 up 操纵,所以在第 6 步中,操纵体系可以实行装备驱动程序。固然,如果有几个历程已处于停当状态,调理程序大概会挑选接下来运转一个更主要的历程,我们会在背面议论调理的算法。

上面的代码现实上是经由历程两种差异的体式格局来运用信号量的,而这两种信号量之间的辨别也是很主要的。mutex 信号量用于互斥。它用于确保恣意时刻只需一个历程可以对缓冲区和相干变量举行读写。互斥是用于防备历程杂沓所必需的一种操纵。

别的一个信号量是关于同步(synchronization)的。fullempty 信号量用于确保事宜的发作或许不发作。在这个事例中,它们确保了缓冲区满时生产者住手运转;缓冲区为空时花费者住手运转。这两个信号量的运用与 mutex 差异。

互斥量

如果不需要信号量的计数才能时,可以运用信号量的一个简朴版本,称为 mutex(互斥量)。互斥量的上风就在于在一些同享资本和一段代码中坚持互斥。因为互斥的完成既简朴又有效,这使得互斥量在完成用户空间线程包时异常有效。

互斥量是一个处于两种状态之一的同享变量:解锁(unlocked)加锁(locked)。如许,只需要一个二进制位来示意它,不过平常状态下,平常会用一个 整形(integer) 来示意。0 示意解锁,其他一切的值示意加锁,比 1 大的值示意加锁的次数。

mutex 运用两个历程,当一个线程(或许历程)需要接见症结地区时,会挪用 mutex_lock 举行加锁。如果互斥锁当前处于解锁状态(示意症结地区可用),则挪用胜利,而且挪用线程可以自在进入症结地区。

另一方面,如果 mutex 互斥量已锁定的话,挪用线程会壅塞直到症结地区内的线程实行终了而且挪用了 mutex_unlock 。如果多个线程在 mutex 互斥量上壅塞,将随机挑选一个线程并许可它取得锁。

一文带你怼邃晓历程和线程通讯道理 IT教程 第5张

因为 mutex 互斥量异常简朴,所以只需有 TSL 或许是 XCHG 指令,就可以很轻易地在用户空间完成它们。用于用户级线程包的 mutex_lockmutex_unlock 代码以下,XCHG 的实质也一样。

mutex_lock:
            TSL REGISTER,MUTEX                      | 将互斥信号量复制到寄存器,并将互斥信号量置为1
            CMP REGISTER,#0                     | 互斥信号量是 0 吗?
            JZE ok                                  | 如果互斥信号量为0,它被解锁,所以返回
            CALL thread_yield                           | 互斥信号正在运用;调理其他线程
            JMP mutex_lock                          | 再试一次
ok:     RET                                             | 返回挪用者,进入临界区

mutex_unlcok:
            MOVE MUTEX,#0                           | 将 mutex 置为 0 
            RET                                     | 返回挪用者

mutex_lock 的代码和上面 enter_region 的代码很类似,我们可以对照着看一下

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上面代码最大的辨别你看出来了吗?

  • 依据上面我们对 TSL 的剖析,我们晓得,如果 TSL 推断没有进入临界区的历程会举行无穷轮回猎取锁,而在 TSL 的处置惩罚中,如果 mutex 正在运用,那末就调理其他线程举行处置惩罚。所以上面最大的辨别实在就是在推断 mutex/TSL 今后的处置惩罚。
  • 在(用户)线程中,状态有所差异,因为没偶然钟来住手运转时刻太长的线程。效果是经由历程忙守候的体式格局来试图取得锁的线程将永久轮回下去,决不会获得锁,因为这个运转的线程不会让其他线程运转从而开释锁,其他线程基础没有取得锁的时机。在后者猎取锁失利时,它会挪用 thread_yield 将 CPU 摒弃给别的一个线程。效果就不会举行忙守候。在该线程下次运转时,它再一次对锁举行测试。

上面就是 enter_region 和 mutex_lock 的差异地点。因为 thread_yield 仅仅是一个用户空间的线程调理,所以它的运转异常快速。如许,mutex_lockmutex_unlock 都不需要任何内核挪用。经由历程运用这些历程,用户线程完整可以实如今用户空间中的同步,这个历程仅仅需要少许的同步。

我们上面形貌的互斥量现实上是一套挪用框架中的指令。从软件角度来讲,老是需要更多的特征和同步原语。比方,偶然线程包供应一个挪用 mutex_trylock,这个挪用尝试猎取锁或许返回错误码,然则不会举行加锁操纵。这就给了挪用线程一个灵活性,以决议下一步做什么,是运用替换要领照样期待下去。

Futexes

跟着并行的增添,有效的同步(synchronization)锁定(locking) 关于机能来讲是异常主要的。如果历程守候时刻很短,那末自旋锁(Spin lock) 是异常有效;然则如果守候时刻比较长,那末这会糟蹋 CPU 周期。如果历程很多,那末壅塞此历程,并仅当锁被开释的时刻让内核消除壅塞是更有效的体式格局。不幸的是,这类体式格局也会致使别的的问题:它可以在历程合作频仍的时刻运转优越,然则在合作不是很猛烈的状态下内核切换的斲丧会异常大,而且更难题的是,展望锁的合作数量更不轻易。

有一种风趣的处置惩罚计划是把二者的长处结合起来,提出一种新的头脑,称为 futex,或许是 疾速用户空间互斥(fast user space mutex),是不是是听起来很有意义?

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futex 是 Linux 中的特征完成了基础的锁定(很像是互斥锁)而且防备了堕入内核中,因为内核的切换的开支异常大,如许做可以大大提高机能。futex 由两部分构成:内核效劳和用户库。内核效劳供应了了一个 守候行列(wait queue) 许可多个历程在锁上列队守候。除非内核明白的对他们消除壅塞,不然它们不会运转。

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关于一个历程来讲,把它放到守候行列需要高贵的体系挪用,这类体式格局应当被防备。在没有合作的状态下,futex 可以直接在用户空间中事情。这些历程同享一个 32 位整数(integer) 作为群众锁变量。假定锁的初始化为 1,我们以为这时候锁已被开释了。线程经由历程实行原子性的操纵削减并测试(decrement and test) 来抢占锁。decrement and set 是 Linux 中的原子功用,由包裹在 C 函数中的内联汇编构成,并在头文件中举行定义。下一步,线程会搜检效果来检察锁是不是已被开释。如果锁如今不是锁定状态,那末正好我们的线程可以胜利抢占该锁。然则,如果锁被其他线程持有,抢占锁的线程不能不守候。在这类状态下,futex 库不会自旋,然则会运用一个体系挪用来把线程放在内核中的守候行列中。如许一来,切换到内核的开支已是通情达理的了,因为线程可以在任什么时候刻壅塞。当线程完成了锁的事情时,它会运用原子性的 增添并测试(increment and test) 开释锁,并搜检效果以检察内核守候行列上是不是仍阻挠任何历程。如果有的话,它会关照内核可以对守候行列中的一个或多个历程消除壅塞。如果没有锁合作,内核则不需要介入合作。

Pthreads 中的互斥量

Pthreads 供应了一些功用用来同步线程。最基础的机制是运用互斥量变量,可以锁定和解锁,用来庇护每一个症结地区。愿望进入症结地区的线程起首要尝试猎取 mutex。如果 mutex 没有加锁,线程可以立时进入而且互斥量可以自动锁定,从而阻挠其他线程进入。如果 mutex 已加锁,挪用线程会壅塞,直到 mutex 解锁。如果多个线程在雷同的互斥量上守候,当互斥量解锁时,只需一个线程可以进入而且从新加锁。这些锁并非必需的,程序员需要准确运用它们。

下面是与互斥量有关的函数挪用

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向我们设想中的一样,mutex 可以被竖立和烧毁,饰演这两个角色的离别是 Phread_mutex_initPthread_mutex_destroy。mutex 也可以经由历程 Pthread_mutex_lock 来举行加锁,如果互斥量已加锁,则会壅塞挪用者。另有一个挪用Pthread_mutex_trylock 用来尝试对线程加锁,当 mutex 已被加锁时,会返回一个错误代码而不是壅塞挪用者。这个挪用许可线程有效的举行忙等。末了,Pthread_mutex_unlock 会对 mutex 解锁而且开释一个正在守候的线程。

除了互斥量之外,Pthreads 还供应了第二种同步机制: 前提变量(condition variables) 。mutex 可以很好的许可或阻挠对症结地区的接见。前提变量许可线程因为未满足某些前提而壅塞。绝大多数状态下这两种要领是一同运用的。下面我们进一步来研讨线程、互斥量、前提变量之间的关联。

下面再来从新认识一下生产者和花费者问题:一个线程将东西放在一个缓冲区内,由另一个线程将它们掏出。如果生产者发明缓冲区没有空槽可以运用了,生产者线程会壅塞起来直到有一个线程可以运用。生产者运用 mutex 来举行原子性搜检从而不受其他线程滋扰。然则当发明缓冲区已满了今后,生产者需要一种要领来壅塞自身并在今后被叫醒。这便是前提变量做的事情。

下面是一些与前提变量有关的最主要的 pthread 挪用

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上表中给出了一些挪用用来竖立和烧毁前提变量。前提变量上的主要属性是 Pthread_cond_waitPthread_cond_signal。前者壅塞挪用线程,直到其他线程发出信号为止(运用后者挪用)。壅塞的线程平常需要守候叫醒的信号以此来开释资本或许实行某些其他运动。只需如许壅塞的线程才继承事情。前提变量许可守候与壅塞原子性的历程。Pthread_cond_broadcast 用来叫醒多个壅塞的、需要守候信号叫醒的线程。

需要注重的是,前提变量(不像是信号量)不会存在于内存中。如果将一个信号量通报给一个没有线程守候的前提变量,那末这个信号就会丧失,这个需要注重

下面是一个运用互斥量和前提变量的例子

#include <stdio.h>
#include <pthread.h>

#define MAX 1000000000                              /* 需要生产的数量 */
pthread_mutex_t the_mutex;
pthread_cond_t condc,condp;                         /* 运用信号量 */
int buffer = 0;

void *producer(void *ptr){                              /* 生产数据 */
  
  int i;
  
  for(int i = 0;i <= MAX;i++){
    pthread_mutex_lock(&the_mutex);                             /* 缓冲区独有接见,也就是运用 mutex 猎取锁 */
    while(buffer != 0){
      pthread_cond_wait(&condp,&the_mutex);
    }
    buffer = i;                                         /* 把他们放在缓冲区中 */
    pthread_cond_signal(&condc);                            /* 叫醒花费者 */
    pthread_mutex_unlock(&the_mutex);                           /* 开释缓冲区 */
  }
  pthread_exit(0);
  
}

void *consumer(void *ptr){                              /* 花费数据 */
  
  int i;
  
  for(int i = 0;i <= MAX;i++){
    pthread_mutex_lock(&the_mutex);                             /* 缓冲区独有接见,也就是运用 mutex 猎取锁 */
    while(buffer == 0){
      pthread_cond_wait(&condc,&the_mutex);
    }
    buffer = 0;                                         /* 把他们从缓冲区中掏出 */
    pthread_cond_signal(&condp);                            /* 叫醒生产者 */
    pthread_mutex_unlock(&the_mutex);                           /* 开释缓冲区 */
  }
  pthread_exit(0);
  
}                             

管程

为了可以编写越发准确无误的程序,Brinch Hansen 和 Hoare 提出了一个更高等的同步原语叫做 管程(monitor)。他们两个人的提案略有差异,经由历程下面的形貌你就可以晓得。管程是程序、变量和数据结构等构成的一个鸠合,它们构成一个特别的模块或许包。历程可以在任何需要的时刻挪用管程中的程序,然则它们不能从管程外部接见数据结构和程序。下面展现了一种笼统的,类似 Pascal 言语展现的简约的管程。不能用 C 言语举行形貌,因为管程是言语观点而 C 言语并不支撑管程。

monitor example
    integer i;
    condition c;
    
    procedure producer();
    .
    .
    .
    end;
    
    
    procedure consumer();
    .
    end;
end monitor;

管程有一个很主要的特征,即在任什么时候刻管程中只能有一个活泼的历程,这一特征使管程可以很轻易的完成互斥操纵。管程是编程言语的特征,所以编译器晓得它们的特别性,因而可以采纳与其他历程挪用差异的要领来处置惩罚对管程的挪用。平常状态下,当历程挪用管程中的程序时,该程序的前几条指令会搜检管程中是不是有其他活泼的历程。如果有的话,挪用历程将被挂起,直到另一个历程脱离管程才将其叫醒。如果没有活泼历程在运用管程,那末该挪用历程才可以进入。

进入管程中的互斥由编译器担任,然则一种通用做法是运用 互斥量(mutex)二进制信号量(binary semaphore)。因为编译器而不是程序员在操纵,因而失足的概率会大大下降。在任什么时候刻,编写管程的程序员都无需体贴编译器是怎样处置惩罚的。他只需要晓得将一切的临界区转换成为管程历程即可。毫不会有两个历程同时实行临界区中的代码。

纵然管程供应了一种简朴的体式格局来完成互斥,但在我们看来,这还不够。因为我们还需要一种在历程没法实行被壅塞。在生产者-花费者问题中,很轻易将针对缓冲区满和缓冲区空的测试放在管程程序中,然则生产者在发明缓冲区满的时刻该怎样壅塞呢?

处置惩罚的方法是引入前提变量(condition variables) 以及相干的两个操纵 waitsignal。当一个管程程序发明它不能运转时(比方,生产者发明缓冲区已满),它会在某个前提变量(如 full)上实行 wait 操纵。这个操纵形成挪用历程壅塞,而且还将另一个之前等在管程之外的历程调入管程。在前面的 pthread 中我们已讨论过前提变量的完成细节了。另一个历程,比方花费者可以经由历程实行 signal 来叫醒壅塞的挪用历程。

Brinch Hansen 和 Hoare 在对历程叫醒上有所差异,Hoare 发起让新叫醒的历程继承运转;而挂起别的的历程。而 Brinch Hansen 发起让实行 signal 的历程必需退出管程,这里我们采纳 Brinch Hansen 的发起,因为它在观点上更简朴,而且更轻易完成。

如果在一个前提变量上有多少历程都在守候,则在对该前提实行 signal 操纵后,体系调理程序只能挑选个中一个历程恢复运转。

趁便提一下,这里另有上面两位传授没有提出的第三种体式格局,它的理论是让实行 signal 的历程继承运转,守候这个历程退出管程时,其他历程才进入管程。

前提变量不是计数器。前提变量也不能像信号量那样积聚信号以便今后运用。所以,如果向一个前提变量发送信号,然则该前提变量上没有守候历程,那末信号将会丧失。也就是说,wait 操纵必需在 signal 之前实行

下面是一个运用 Pascal 言语经由历程管程完成的生产者-花费者问题的解法

monitor ProducerConsumer
        condition full,empty;
        integer count;
        
        procedure insert(item:integer);
        begin
                if count = N then wait(full);
                insert_item(item);
                count := count + 1;
                if count = 1 then signal(empty);
        end;
        
        function remove:integer;
        begin
                if count = 0 then wait(empty);
                remove = remove_item;
                count := count - 1;
                if count = N - 1 then signal(full);
        end;
        
        count := 0;
end monitor;

procedure producer;
begin
            while true do
      begin 
                item = produce_item;
                ProducerConsumer.insert(item);
      end
end;

procedure consumer;
begin 
            while true do
            begin
                        item = ProducerConsumer.remove;
                        consume_item(item);
            end
end;

读者大概以为 wait 和 signal 操纵看起来像是前面提到的 sleep 和 wakeup ,而且后者存在严峻的合作前提。它们确切很像,然则有个症结的辨别:sleep 和 wakeup 之所以会失利是因为当一个历程想就寝时,另一个历程试图去叫醒它。运用管程则不会发作这类状态。管程程序的自动互斥保证了这一点,如果管程历程当中的生产者发明缓冲区已满,它将可以完成 wait 操纵而不必忧郁调理程序大概会在 wait 完成之前切换到花费者。以至,在 wait 实行完成而且把生产者标志为不可运转之前,是不会许可花费者进入管程的。

只管类 Pascal 是一种设想的言语,但照样有一些真正的编程言语支撑,比方 Java (终究轮到大 Java 进场了),Java 是可以支撑管程的,它是一种 面向对象的言语,支撑用户级线程,还许可将要领划分为类。只需将症结字 synchronized 症结字加到要领中即可。Java 可以保证一旦某个线程实行该要领,就不许可其他线程实行该对象中的任何 synchronized 要领。没有症结字 synchronized ,就不能保证没有交织实行。

下面是 Java 运用管程处置惩罚的生产者-花费者问题

public class ProducerConsumer {
  static final int N = 100;                                     // 定义缓冲区大小的长度
  static Producer p = new Producer();                                           // 初始化一个新的生产者线程
  static Consumer c = new Consumer();                                   // 初始化一个新的花费者线程
  static Our_monitor mon = new Our_monitor();                                         // 初始化一个管程
  
  static class Producer extends Thread{
    public void run(){                                          // run 包括了线程代码
      int item;
      while(true){                                              // 生产者轮回
        item = produce_item();
        mon.insert(item);
      }
    }
    private int produce_item(){...}                                             // 生产代码
  }
  
  static class consumer extends Thread {
    public void run( ) {                                            // run 包括了线程代码
        int item;
      while(true){
        item = mon.remove();
                consume_item(item);
      }
    }
    private int produce_item(){...}                                             // 花费代码
  }
  
  static class Our_monitor {                                            // 这是管程
    private int buffer[] = new int[N];
    private int count = 0,lo = 0,hi = 0;                                                    // 计数器和索引
    
    private synchronized void insert(int val){
      if(count == N){
        go_to_sleep();                                          // 如果缓冲区是满的,则进入休眠
      }
            buffer[hi] = val;                                   // 向缓冲区插进去内容
      hi = (hi + 1) % N;                                            // 找到下一个槽的为止
      count = count + 1;                                            // 缓冲区中的数量自增 1 
      if(count == 1){
        notify();                                                   // 如果花费者就寝,则叫醒
      }
    }
    
    private synchronized void remove(int val){
      int val;
      if(count == 0){
        go_to_sleep();                                          // 缓冲区是空的,进入休眠
      }
      val = buffer[lo];                                         // 从缓冲区掏出数据
      lo = (lo + 1) % N;                                            // 设置待掏出数据项的槽
      count = count - 1;                                            // 缓冲区中的数据项数量减 1 
      if(count = N - 1){
        notify();                                                   // 如果生产者就寝,叫醒它
      }
      return val;
    }
    
    private void go_to_sleep() {
      try{
        wait( );
      }catch(Interr uptedExceptionexc) {};
    }
  }
      
}

上面的代码中主要设想四个类,外部类(outer class) ProducerConsumer 竖立并启动两个线程,p 和 c。第二个类和第三个类 ProducerConsumer 离别包括生产者和花费者代码。末了,Our_monitor 是管程,它有两个同步线程,用于在同享缓冲区中插进去和掏出数据。

在前面的一切例子中,生产者和花费者线程在功用上与它们是雷同的。生产者有一个无穷轮回,该无穷轮回发作数据并将数据放入群众缓冲区中;花费者也有一个等价的无穷轮回,该无穷轮回用于从缓冲区掏出数据并完成一系列事情。

程序中比较耐人寻味的就是 Our_monitor 了,它包括缓冲区、治理变量以及两个同步要领。当生产者在 insert 内运动时,它保证花费者不能在 remove 要领中运转,从而保证更新变量以及缓冲区的平安性,而且不必忧郁合作前提。变量 count 纪录在缓冲区中数据的数量。变量 lo 是缓冲区槽的序号,指出将要掏出的下一个数据项。类似地,hi 是缓冲区中下一个要放入的数据项序号。许可 lo = hi,寄义是在缓冲区中有 0 个或 N 个数据。

Java 中的同步要领与其他典范管程有实质差异:Java 没有内嵌的前提变量。然则,Java 供应了 wait 和 notify 离别与 sleep 和 wakeup 等价。

经由历程临界区自动的互斥,管程比信号量更轻易保证并行编程的准确性。然则管程也有瑕玷,我们前面说到过管程是一个编程言语的观点,编译器必需要辨认管程并用某种体式格局对其互斥作出保证。C、Pascal 以及大多数其他编程言语都没有管程,所以不能依托编译器来恪守互斥划定规矩。

与管程和信号量有关的另一个问题是,这些机制都是设想用来处置惩罚接见同享内存的一个或多个 CPU 上的互斥问题的。经由历程将信号量放在同享内存中并用 TSLXCHG 指令来庇护它们,可以防备合作。然则如果是在分布式体系中,大概同时具有多个 CPU 的状态,而且每一个 CPU 都有自身的私有内存呢,它们经由历程收集相连,那末这些原语将会失效。因为信号量太初级了,而管程在少数几种编程言语之外没法运用,所以还需要其他要领。

音讯通报

上面提到的其他要领就是 音讯通报(messaage passing)。这类历程间通讯的要领运用两个原语 sendreceive ,它们像信号量而不像管程,是体系挪用而不是言语级别。示比方下

send(destination, &message);

receive(source, &message);

send 要领用于向一个给定的目的发送一条音讯,receive 从一个给定的源吸收一条音讯。如果没有音讯,吸收者大概被壅塞,直到吸收一条音讯或许带着错误码返回。

音讯通报体系的设想要点

音讯通报体系如今面临着很多信号量和管程所未触及的问题和设想难点,特别对那些在收集中差异机械上的通讯状态。比方,音讯有大概被收集丧失。为了防备音讯丧失,发送方和吸收方可以杀青一致:一旦吸收到音讯后,吸收方立时回送一条特别的 确认(acknowledgement) 音讯。如果发送方在一段时刻距离内未收到确认,则重发音讯。

如今斟酌音讯自身被准确吸收,而返回给发送着的确认音讯丧失的状态。发送者将重发音讯,如许吸收者将收到两次雷同的音讯。

一文带你怼邃晓历程和线程通讯道理 IT教程 第11张

关于吸收者来讲,怎样辨别新的音讯和一条重发的老音讯是异常主要的。平常采纳在每条原始音讯中嵌入一个一连的序号来处置惩罚此问题。如果吸收者收到一条音讯,它具有与前面某一条音讯一样的序号,就晓得这条音讯是反复的,可以疏忽。

音讯体系还必需处置惩罚怎样定名历程的问题,以便在发送或吸收挪用中清楚的指明历程。身份验证(authentication) 也是一个问题,比方客户端怎样晓得它是在与一个真正的文件效劳器通讯,从发送方到吸收方的信息有大概被中间人所改动。

用音讯通报处置惩罚生产者-花费者问题

如今我们斟酌怎样运用音讯通报来处置惩罚生产者-花费者问题,而不是同享缓存。下面是一种处置惩罚体式格局

#define N 100                               /* buffer 中槽的数量 */

void producer(void){
  
  int item;
  message m;                                    /* buffer 中槽的数量 */
  
  while(TRUE){
    item = produce_item();                      /* 生成放入缓冲区的数据 */
    receive(consumer,&m);                       /* 守候花费者发送空缓冲区 */
    build_message(&m,item);                     /* 竖立一个待发送的音讯 */
    send(consumer,&m);                              /* 发送给花费者 */
  }
  
}

void consumer(void){
  
  int item,i;
  message m;
  
  for(int i = 0;i < N;i++){                             /* 轮回N次 */
    send(producer,&m);                          /* 发送N个缓冲区 */
  }
  while(TRUE){
    receive(producer,&m);                       /* 吸收包括数据的音讯 */
    item = extract_item(&m);                    /* 将数据从音讯中提掏出来 */
    send(producer,&m);                          /* 将空缓冲区发送回生产者 */
    consume_item(item);                     /* 处置惩罚数据 */
  }
  
}

假定一切的音讯都有雷同的大小,而且在还没有吸收到发出的音讯时,由操纵体系自动举行缓冲。在该处置惩罚计划中共运用 N 条音讯,这就类似于一块同享内存缓冲区的 N 个槽。花费者起首将 N 条空音讯发送给生产者。当生产者向花费者通报一个数据项时,它取走一条空音讯并返回一条添补了内容的音讯。经由历程这类体式格局,体系中总的音讯数量坚持稳定,所以音讯都可以寄存在事前肯定数量的内存中。

如果生产者的速率要比花费者快,则一切的音讯终究都将被填满,守候花费者,生产者将被壅塞,守候返回一条空音讯。如果花费者速率快,那末状态将正相反:一切的音讯均为空,守候生产者来添补,花费者将被壅塞,以守候一条添补过的音讯。

音讯通报的体式格局有很多变体,下面先引见怎样对音讯举行 编址

  • 一种要领是为每一个历程分派一个唯一的地点,让音讯按历程的地点编址。
  • 另一种体式格局是引入一个新的数据结构,称为 信箱(mailbox),信箱是一个用来对肯定的数据举行缓冲的数据结构,信箱中音讯的设置要领也有多种,典范的要领是在信箱竖立时肯定音讯的数量。在运用信箱时,在 send 和 receive 挪用的地点参数就是信箱的地点,而不是历程的地点。当一个历程试图向一个满的信箱发送音讯时,它将被挂起,直到信箱中有音讯被取走,从而为新的音讯腾出地点空间。

屏蔽

末了一个同步机制是预备用于历程组而不是历程间的生产者-花费者状态的。在某些运用中划分了多少阶段,而且划定,除非一切的历程都停当预备动手下一个阶段,不然任何历程都不能进入下一个阶段,可以经由历程在每一个阶段的末端装置一个 屏蔽(barrier) 来完成这类行动。当一个历程抵达屏蔽时,它会被屏蔽所阻拦,直到一切的屏蔽都抵达为止。屏蔽可用于一组历程同步,以下图所示

一文带你怼邃晓历程和线程通讯道理 IT教程 第12张

在上图中我们可以看到,有四个历程靠近屏蔽,这意味着每一个历程都在举行运算,然则还没有抵达每一个阶段的末端。过了一段时刻后,A、B、D 三个历程都抵达了屏蔽,各自的历程被挂起,但此时还不能进入下一个阶段呢,因为历程 B 还没有实行终了。效果,当末了一个 C 抵达屏蔽后,这个历程组才可以进入下一个阶段。

防备锁:读-复制-更新

最快的锁是基础没有锁。问题在于没有锁的状态下,我们是不是许可对同享数据结构的并发读写举行接见。答案固然是不可以。假定历程 A 正在对一个数字数组举行排序,而历程 B 正在盘算其平均值,而此时你举行 A 的挪动,会致使 B 会屡次读到反复值,而某些值基础没有遇到过。

然则,在某些状态下,我们可以许可写操纵来更新数据结构,即使另有其他的历程正在运用。秘诀在于确保每一个读操纵要么读取旧的版本,要么读取新的版本,比方下面的树

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上面的树中,读操纵从根部到叶子遍历悉数树。到场一个新节点 X 后,为了完成这一操纵,我们要让这个节点在树中可见之前使它"正好准确":我们对节点 X 中的一切值举行初始化,包括它的子节点指针。然后经由历程原子写操纵,使 X 称为 A 的子节点。一切的读操纵都不会读到前后不一致的版本

一文带你怼邃晓历程和线程通讯道理 IT教程 第14张

在上面的图中,我们接着移除 B 和 D。起首,将 A 的左子节点指针指向 C 。一切原本在 A 中的读操纵将会后续读到节点 C ,而永久不会读到 B 和 D。也就是说,它们将只会读取到新版数据。一样,一切当前在 B 和 D 中的读操纵将继承根据原始的数据结构指针而且读取旧版数据。一切操纵均能准确运转,我们不需要锁住任何东西。而不需要锁住数据就可以移除 B 和 D 的主要原因就是 读-复制-更新(Ready-Copy-Update,RCU),将更新历程当中的移除和再分派历程分脱离。

文章参考:

《当代操纵体系》

《Modern Operating System》forth edition

 

 

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