ПВТ - осень 2014 - Лекция 3 - Стандарт posix threads

Лекция 3. POSIX Threads. Жизненный цикл потоков. Планирование. Синхронизация

Пазников Алексей АлександровичКафедра вычислительных систем СибГУТИ

Сайт курса: http://cpct.sibsutis.ru/~apaznikov/teaching/Вопросы: https://piazza.com/sibsutis.ru/fall2014/pct14/home

Параллельные вычислительные технологииОсень 2014 (Parallel Computing Technologies, PCT 14)

POSIX threads (pthreads)

▪ POSIX: Portable Operating Systems Interface for uniX

▪ Стандартный API для работы с потоками в UNIX-подобных системах с 1995 г. (IEEE/ANSI 1003.1c-1995)

▪ Низкоуровневый интерфейс для многопоточного программирования в среде C/UNIX

▪ Основа для других высокоуровных моделей (C++11-threads, OpenMP, Java threads, etc)

Модель pthreads

▪ Модель fork-join: потоки могут порождать (spawn, start) другие потоки и ждать их завершения.

▪ Выполнение потоков планируется ОС, они могут выполняться последовательно или параллельно, могут назначаться на произвольные ядра.

▪ Потоки работают независимо, асинхронно.

▪ Для координации доступа должны использоваться механизмы (мьютексы, условные переменные и др.) взаимного исключения

Жизненный цикл потоков

Модель pthreads

Поток а (основной)

Поток b

Поток c

Поток d

Поток e

spawn

spawn

spawn

spawn

join

join

join

join

Как использовать

▪ Подключить заголовочный файл <pthread.h>

▪ Все функции начинаются с префикса pthread_

▪ Проверять код ошибки (if (rc != 0) { … })

▪ Компилировать

gcc -Wall -pedantic -O3 -pthread \

-o prog prog.c

Порождение потока

int pthread_create(pthread_t *tid, const pthread_attr_t *attr, void *(*start_routine) (void *) fun, void *arg);

tid - идентификатор потока (для завершения, синхронизации и т.д.)attr - параметры потока (например, минимальный размер стека)fun - функция для запуска (принимает и возвращает указатель void*)arg - аргументы функции

Порождение и завершение потока

работа ожидание

pthread_create() pthread_join(t2)

pthread_exit(status)

T1

T2

Отмена потока


pthread_cancel(t1)

T1

T2

[pthread_exit]

Порождение и завершение потоков - пример

void *func_a(void *);void *func_b(void *);void *func_c(void *);void *func_d(void *);void *func_e(void *);

pthread_t ta, tb, tc, td, te, tmain;

Порождение и завершение потоков - пример (прод.)

void *func_a(void *arg){

sleep(1);pthread_create(&td, &attr, func_d, NULL);sleep(3);/* same as pthread_exit((void*)123); */return((void *) 123);

}


void *func_b(void *arg){

sleep(4);pthread_exit(NULL);

}


void *func_c(void *arg){

int err;if (err = pthread_join(tmain, &status)) {

printf(“pthread_join failed:%s”, strerror(err));exit(1);

}

sleep(1);

pthread_create(&tb, &attr, func_b, NULL);

sleep(4);

pthread_exit((void *) 321);}


void *func_d(void *arg){

pthread_setcanceltype(PTHREAD_CANCEL_ASYNCHRONOUS, NULL);pthread_setcancelstate(PTHREAD_CANCEL_ENABLE, NULL);

sleep(1);

pthread_create(&te, &attr, func_e, NULL);

sleep(5);

return((void *) 111);}


void *func_e(void *arg){

sleep(3);

if (err = pthread_join(ta, &status)) {printf(“pthread_join failed: %s”,

strerror(err));exit(1);

}

sleep(2);

if (err = pthread_join(tc, &status)) {printf(“pthread_join failed: %s”,


}


if (err = pthread_join(td, &status)) {printf(“pthread_join failed: %s”,


}

sleep(1);

pthread_exit((void *) 88);}


int main(){

main_thr = pthread_self();

sleep(1);

pthread_create(&ta, &attr, func_a, NULL);

sleep(1);

pthread_create(&tc, &attr, func_c, NULL);

sleep(2);

pthread_cancel(td);

sleep(1);

pthread_exit((void *) NULL);}

Порождение и завершение потоков - пример


Ejoin(A) join(C)

“зомби”

join(D)

D

A

main

C

B

create cancel join

cancel(D)

join(main)

Планирование выполнения потоков

Планирование на основе квантования (round-robin, sliced)

T1

T2


Точное планирование с приоритетами

T1

T2

работа ожиданиезапрос ответ

Чем может быть вызвана активация потока

1. Синхронизация (synchronization). T1 запрашивает мьютекс, и если он занят потоком T2, то Т1 встаёт в очередь, тем самым давая возможность другим потокам запуститься.

2. Вытеснение (preemption). Происходит событие, в результате которого высокоприоритетный поток Т2 может запуститься. Тогда поток Т1 с низким приоритетом вытесняется, и Т2 запускается.

3. Уступание (yielding). Программист явно вызывает sched_yield() во время работы Т1, и тогда планировщик ищет другой поток Т2, который может запуститься, и запускает его.

4. Квантование (time-slicing). Квант времени для потока Т1 истёк. Тогда поток Т2 получает квант и запускается.

Состояния потока

1. Активный (active). Выполняется на процессоре.

2. Готов запуститься (runnable). Может и хочет запуститься, но пока нет ресурсов.

3. Сон (sleeping). Ождиает изменения состояния переменной синхронизации.

4. Зомби (zombie). Поток закончил своё выполнение и ждёт, когда его ресурсы заберут.

Sync. Variabe

Схема перехода состояний потока

Runnable

Active

ZombieSleeping

Dispatch

Preempt

ExitSleep

Wakeup

Пример планирования потоковT1 T2 T3

lock

unlocklock

Held 1

Sleepers ⚫

Time

0

lock

unlocklock1

T2 ⚫

Held 1

Sleepers ⚫

lock

unlocklock2

Held 0

Sleepers ⚫

lock

unlocklock3

Held 1

Sleepers ⚫

SIG


lock

unlocklock

Held 1

Sleepers ⚫

Time

0

lock

unlocklock1

T2 ⚫

Held 1

Sleepers ⚫

lock

unlocklock2

Held 0

Sleepers ⚫

lock

unlocklock3

Held 1

Sleepers ⚫

SIG

pthread_mutex_lock();

/* критическая секция */

pthread_mutex_unlock()

lock

unlock


lock

unlocklock

Held 1

Sleepers ⚫

Time

0

lock

unlocklock1

T2 ⚫

Held 1

Sleepers ⚫

lock

unlocklock2

Held 0

Sleepers ⚫

lock

unlocklock3

Held 1

Sleepers ⚫

SIG

Как задать политику планирования в pthread

struct sched_param {

int sched_priority;

};

int pthread_setschedparam(pthread_t thread,

int policy,

const struct sched_param *param);

int pthread_getschedparam(pthread_t thread,

int *policy,

struct sched_param *param);

Real-time policies:

● SCHED_FIFO

● SCHED_RR

● SCHED_DEADLINE

Normal policies:

● SCHED_OTHER

● SCHED_BATCH

● SCHED_IDLE

0

1..99

Нормальное планирование: SCHED_OTHER

SCHED_OTHER

● Планирование с разделением времени по умолчанию в Linux.

● Используется динамический приоритет, основанный на значении nice value (nice, setpriority, sched_setattr), которое повышается каждый раз, когда поток может запуститься (runnable), но откладывается планировщиком.

● Обеспечивает справедливое (fair) планирование.

Нормальное планирование: SCHED_BATCH

SCHED_BATCH (начиная с 2.6.16)● Похоже на SCHED_OTHER (планирует потоки в

соответствии с динамическим приоритетом)

● Планировщик всегда предполагает, что поток требователен к ресурсу процессора (CPU-intensive).

● Планировщик назначает штрафы (penalty) на активацию потока.

● Для неинтерактивных задач, выполняющих большой объем вычислений без уменьшение значения nice или

● В задачах, для которых требуется детерминированное поведение при планировании (пакетная обработка задач - batch processing).

Нормальное планирование: SCHED_BATCH

SCHED_IDLE (начиная с 2.6.23)

● Планирование низкоприоритетных задач.

● Приоритет со значением nice ниже +19.

Real-time политики планирования: SCHED_FIFO

⬤

⬤

⬤

При

орит

ет

T3 ⬤ T4 ⬤

T1 ⬤

T2

Sleeping Runnable

Real-time политики планирования: SCHED_RR

⬤

⬤

⬤

При

орит

ет

T3 ⬤ T4 ⬤

T1 ⬤

T2

Sleeping Runnable

Real-time политики планирования: SCHED_DEADLINE

SCHED_DEADLINE (начиная с 3.14)● Спорадическая модель планирования.

● Основан на алгоритмах GEDF (Global Earliest Deadline First) и CBS (Constant Bandwidth Server)

● Спорадическое пакет задач (sporadic task) - последовательность задач, где каждая задача запускается не более 1 раза за период.

● Каждая задача также имеет относительный дедлайн (relative deadline), до которого она должна завершиться, и время вычислений, в течение которого она будет занимать процессор.


SCHED_DEADLINE (начиная с 3.14)● Момент, когда пакет задач должен начаться

выполняться из-за того, что пришла новая задача, называется время поступления.

● Время начала выполнения - это время, когда пакет начинает выполняться.

● Абсолютный дедлайн = относительный дедлайн + время поступления.


T1время выполнения

время поступлениявремя начала

абсолютный дедлайн

относительный дедлайн

период


▪ CBS гарантирует невмешательствуо пакетов между собой путём остановки потоков, которые пытаются выполняться больше отведённого им времени (runtime)

▪ Ядро предотвращает ситуации, когда нельзя выполнить планирование потоков с политикой SCHED_DEADLINE (например, проверяется, достаточно ли будет имеющихся процессоров)

▪ Потоки с политикой SCHED_DEADLINE имеют наивысший приоритет! (среди всех других политик)

T1время выполнения

время поступлениявремя начала

абсолютный дедлайн

дедлайн (sched_deadline)

период (sched_period)

sched_runtime

Правила использования real-time политик планирования

▪ По возможности, никогда не использовать real-time политики.

▪ Если вам требуется полное внимание пользователя на чём-то постоянно изменяющемся (движение курсора, поток видео или аудио)

▪ Осуществление обратной связи и контроль (управление машинами, роботами)

▪ Сбор и обработка статистики в реальном времени.

Советы

▪ Оптимизируйте работу кэша

▫ Переключения контекста вызывают копирование кэша - это очень долго.

▫ Используйте привязку выполнения потоков к ядрам процессора (processor affinity).

▪ Если вы много думаете об планировании - вероятно, вы делаете что-то не так.

Синхронизация

Проблема синхронизации и атомарные операции

Записать значение переменной i в регистр (регистр = 5)

Поток A: i = i + 1t

Увеличить содержимое регистра (регистр = 6)

Сохранить значение регистра в перменную i (регистр = 6)

Записать значение переменной i в регистр (регистр = 5)

Поток B: i = i + 1

Увеличить содержимое регистра (регистр = 6)

Сохранить значение регистра в перменную i (регистр = 6)

i

5

5

6

6


bal = GetBalance(account);

bal += bal * InterestRate;

PutBalance(account, bal);


bal += deposit;


Поток 1 Поток 2

● Критическая секция - участок кода, доступ к которого должен обеспечиваться полностью без прерываний.

● ВСЕ общие данные должны быть защищены.

● Общие данные - те, к которым могут иметь доступ несколько потоков (глобальные, статические переменные и др.).



bal += bal * InterestRate;



bal += deposit;



Реализация синхронизация требует аппаратной поддержки атомарной операции test and set (проверить и установить).

test_and_set(address){

result = Memory[address]Memory[address] = 1return result;

}

Установить новое значение (обычно 1) в ячейку и

возвратить старое значение.

Простейшая реализация взаимного исключения

// инициализация (к моменту вызова CriticalSection // не гарантируется, что skip == false)skip = false

function CriticalSection() {

while test_and_set(lock) = true

skip // ждать, пока не получится захватить

// только один поток может быть в критической секцииcritical section

// освободить критическую секциюlock = false

}

Простейшая реализация взаимного исключения

enter_region: ; Начало функции tsl reg, flag ; Выполнить test_and_set. ; flag - разделяемая переменная, ; которая копируется в регистр ; и затем устанавливается в 1. cmp reg, #0 ; Был flag равен 0 в entry_region? jnz enter_region ; Перейти на начало, если reg ≠ 0 ; то есть flag ≠ 0 на входе ret ; Выход. Флаг был равен 0 на входе. ; Если достигли этой точки, значит ; мы внутри критической секции!

leave_region: move flag, #0 ; записать 0 во флаг ret ; вернуться в вызывающую функцию

Мьютексы

/* инициализация мьютекса */int pthread_mutex_init(pthread_mutex_t *restrict mutex,

const pthread_mutexattr_t *restrict attr);

/* или */pthread_mutex_t mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;

/* уничтожение мьютекса (освобождение ресурсов) */int pthread_mutex_destroy(pthread_mutex_t *mutex);

/* заблокировать мьютекс */int pthread_mutex_lock(pthread_mutex_t *mutex);

/* заблокировать мьютекс и не ожидать разблокировки */int pthread_mutex_trylock(pthread_mutex_t *mutex);

/* разблокировать мьютекс */int pthread_mutex_unlock(pthread_mutex_t *mutex);

Мьютексы

int pthread_mutex_lock(pthread_mutex_t *mutex);

int pthread_mutex_trylock(pthread_mutex_t *mutex);

int pthread_mutex_unlock(pthread_mutex_t *mutex);

T1Priority:0

T2Priority:1

T3Priority:2

T3 ⚫

Held 1

Sleepers ⚫ T2 ⚫

lock

lock lock

Диаграмма выполнения потоков - пример 1

T1

T2


запереть мьютекс(попытаться)

отпереть мьютекскритическая секция

Диаграмма выполнения потоков - пример 2

T1

T2


запереть мьютекс(попытаться)

отпереть мьютекскритическая секция

Вставка и удаление из списка

void add(list_t *item)

{

pthread_mutex_lock(&lock);

item->next = request;

list = item;

pthread_mutex_unlock

(&lock);

}

item_t *remove()

{


item = item->next;

list = list->next;

pthread_mutex_unlock(&lock);

return request;

}

Item 2 Item 1Item 3List



{



list = item;


}

list_t *remove()

{


/* sleeping */

/* sleeping */

item = item->next;

list = list->next;


return request;

}


Поток 1 Поток 2 t



{



list = item;


}

list_t *remove()

{


/* sleeping */

/* sleeping */

item = item->next;

list = list->next;


return request;

}



Item 4 add(item4)



{



list = item;


}

list_t *remove()

{


/* sleeping */

/* sleeping */

item = item->next;

list = list->next;


return request;

}



Item 4



{



list = item;


}

list_t *remove()

{


/* sleeping */

/* sleeping */

item = item->next;

list = list->next;


return request;

}



Item 4

Поток 3:

remove()



{



list = item;


}

list_t *remove()

{


/* sleeping */

/* sleeping */

item = item->next;

list = list->next;


return request;

}


Поток 3:

remove()


Тупиковые ситуации (deadlocks)

● Поток пытается дважды захватить один и тот же мьютекс

● Два мьютекса. Один поток удерживает первый мьютекс и пытается запереть второй мьютекс, в то время как второй поток удерживает второй мьютекс и пытается запереть первый мьютекс.

А B

АB

T1 T2

Предотвращение дедлоков

● Жёстко определить порядок захвата ресурсов.

А B

А

А

BT1

T2А B

АB

Пример работы двух мьютексов

int hash_func(fp) { }

pthread_mutex_t hashlock = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;

struct elem *ht[SIZE];

struct elem {

int count;

pthread_mutex_t lock;

struct elem *next;

int id;

/* … */

}

Пример работы двух мьютексов/* добавить новый объект */struct elem *elem_alloc(void) {

struct elem *ep;

int idx;

if ((ep = malloc(sizeof(struct elem))) != NULL) {

ep->count = 1;

if (pthread_mutex_init(&fp->lock, NULL) != 0) {

free(ep);

return NULL;

}

idx = hash_func(ep);

pthread_mutex_lock(&hashlock);

ep->next = ht[idx];

ht[idx] = ep->next;

pthread_mutex_lock(&ep->lock);

pthread_mutex_unlock(&hashlock);

/* продолжение инициализации */pthread_mutex_unlock(&fp->lock);

}

return ep;

}

Пример работы двух мьютексов

/* добавить ссылку на объект */void add_reference(struct elem *ep) {


ep->count++;

pthread_mutex_unlock(&ep->lock);

}

/* найти существующий объект */struct elem *find_elem(int id) {

struct elem *ep;

int idx;

idx = hash_func(ep);


for (ep = ht[idx]; ep != NULL; ep = ep->next) {

if (ep->id == id) {

add_reference(ep); break;

}

}


return ep;

}

Пример работы двух мьютексовvoid elem_release(struct elem *ep) { /* осободить ссылку на объект */

int idx;


if (ep->count == 1) { /* последняя ссылка */pthread_mutex_unlock(&ep->lock);



/* необходима повторная проверка условия */if (ep->count != 1) {

ep->count--;



return;

}

/* … найти и удалить из списка … */



pthread_mutex_destroy(&ep->lock);

} else {

ep->count--; pthread_mutex_unlock(&ep->lock);}

}

Пример работы двух мьютексов - упрощениеvoid elem_release(struct elem *ep) { /* осободить ссылку на объект */

int idx;


if (--ep->count == 0) { /* последняя ссылка */pthread_mutex_unlock(&ep->lock);



/* необходима повторная проверка условия */if (ep->count != 1) {

ep->count--;



return;

}

/* … найти и удалить из списка … */



pthread_mutex_destroy(&ep->lock);

} else {

ep->count--; pthread_mutex_unlock(&ep->lock);}

}

Выбор критических секций

При разработке многопоточных программ необходимо учитывать балланс между эффективностью блокировки и её сложностью, которые определяются детализацией (“зернистостью”) критической секции.

● Грубая детализация (coarse-grained) критических секций - низкая эффективность, но простота разработки и поддержания кода.

● Мелкая детализация (fine-grained) критических секция - высокая эффективность (которая может снизиться из-за избыточного количества критических секций), но сложность кода

Блокировка чтения/записи

/* инициализация мьютекса */int pthread_rwlock_init(pthread_rwlock_t *restrict rwlock,

const pthread_rwlockattr_t *restrict attr);

pthread_rwlock_t rwlock = PTHREAD_RWLOCK_INITIALIZER;

/* особождение ресурсов, уничтожение мьютекса */int pthread_rwlock_destroy(pthread_rwlock_t *rwlock);


/* инициализация мьютекса */int pthread_rwlock_init(pthread_rwlock_t *restrict rwlock,

const pthread_rwlockattr_t *restrict attr);

pthread_rwlock_t rwlock = PTHREAD_RWLOCK_INITIALIZER;

/* особождение ресурсов, уничтожение мьютекса */int pthread_rwlock_destroy(pthread_rwlock_t *rwlock);

/* захватить мьютекс на чтение */int pthread_rwlock_rdlock(pthread_rwlock_t *rwlock);

int pthread_rwlock_tryrdlock(pthread_rwlock_t *rwlock);

/* захватить мьютекс на запись */int pthread_rwlock_wrlock(pthread_rwlock_t *rwlock);

int pthread_rwlock_trywrlock(pthread_rwlock_t *rwlock);

/* освободить мьютекс */int pthread_rwlock_unlock(pthread_rwlock_t *rwlock);


Current writer

0

Current readers

1

Sleeping writers ⚫

Sleeping readers ⚫

t

read

T1


T1

Current writer

0

Current readers

2



t

T2

read read


T1

Current writer

0

Current readers

2



t

T2 T3

read read

write

T3 ⚫


T1

T4 ⚫

Current writer

0

Current readers

2



t

T2 T3

read read

write

T4 T5

read write

T3 ⚫ T5 ⚫


T1

T4 ⚫

Current writer

0

Current readers

2



t

T2 T3

read read

write

T4 T5

read write

T3 ⚫ T5 ⚫

T6 T7

read read

T6 ⚫

T7 ⚫


T1

T4 ⚫

Current writer

1

Current readers

0



t

T2 T3

read read write

T4 T5

read write

T5 ⚫

T6 T7

read read

T6 ⚫

T7 ⚫


T1

T4 ⚫

Current writer

1

Current readers

0



t

T2 T3

read read write

T4 T5

read

write

T6 T7

read read

T6 ⚫

T7 ⚫


T1

Current writer

0

Current readers

3



t

T2 T3

read read write

T4 T5

read write

T6 T7

read read

Блокировка чтения/записи - пример

void add(item_t *item)

{

pthread_rwlock_wrlock(&lock);


list = item;

pthread_rwlock_unlock(&lock);

}

item_t *remove()

{

pthread_rwlock_wrlock(&lock);

item = item->next;

list = list->next;


return request;

}

item_t *find(int id) {

pthread_rwlock_rdlock(&lock);

for (item = list; item != NULL; item = item->next) {

if (item->id == id) {

return item; break;

}

}


}

Рекурсивные мьютексы

▪ Рекурсивный мьютекс позволяет одному и тому же потоку многократно запирать мьютекс, не отпирая его.

▪ Мьютекс освобождается тогда, когда количество отпираний совпадает с количеством запираний.

int pthread_mutexattr_getpshared(const pthread_mutexattr_t

*restrict attr,

int *restrict pshared);

int pthread_mutexattr_setpshared(pthread_mutexattr_t *attr,

int pshared);

pshared:

▫ PTHREAD_MUTEX_NORMAL - стандартный мьютекс, не производит дополнительную проверку на наличие ошибок

▫ PTHREAD_MUTEX_ERRORCHECK - мьютекс, которые выполняет проверку на наличие ошибок

▫ PTHREAD_MUTEX_RECURSIVE - рекурсивный мьютекс

Рекурсивные мьютексы

func1

lock(x->lock)...func2(x)...unlock(x->lock)

func2

lock(x->lock)...

unlock(x->lock)

func1(x);...

func2(x);

Рекурсивные мьютексы. Альтернативный вариант

func1

lock(x->lock)...func2_unlocked(x)...unlock(x->lock)

func2

lock(x->lock)

func2_unlocked()

unlock(x->lock)

func1(x);...

func2(x);

func2_unlocked

Проблема: Инверсия приоритетов

Поток Т1 с низким приоритетом удерживает мьютекс, который необходим Т2 с высоким приоритетом. Во время удержания поток Т1 вытесняется потоком Т3 со средним приоритетом. В результате поток Т2 зависит от освобождения мьютекса потоком Т1.

T1Prior: 0

Runnable

T2Prior: 2Sleep

T3Prior: 1Active

lock(M1)

lock(M1)

unlock(M1)

T2 ⚫

Held 1

Sleepers ⚫

Проблема: Инверсия приоритетов. Решения

■ Priority Ceiling MutexУстанавливается максимальный приоритет для потока, который захватывает мьютекс. Каждый поток, который захватывает мьютек, автоматически получает этот приоритет (даже если у него был ниже).

int pthread_mutexattr_getprioceiling(const pthread_mutexattr_t

*restrict attr, int *restrict prioceiling);

int pthread_mutexattr_setprioceiling(pthread_mutexattr_t *attr,

int prioceiling);

int pthread_mutex_getprioceiling(const pthread_mutex_t *restrict mutex,

int *restrict prioceiling);

int pthread_mutex_setprioceiling(pthread_mutex_t *restrict mutex,

int prioceiling, int *restrict old_ceiling);

■ Priority Inheritance MutexesПоток Т1 захватывает мьютекс без изменения своего приоритета. Когда второй поток Т2 пытается захватить, владелец Т1 мьютекса получает приоритет потока Т2.

Проблема: Последовательный захват

▪ Потоки Т1 и Т2 используют мьютекс М1 для работы, удерживая его значительное время. При этом основую часть работы они выполняют в критической секции.

▪ Допустим Т1 захватывает М1. Т2, попытавшись захватить мьютекс, засыпает. Тогда, после того, как Т1 освободит мьютекс, он может успеть снова его захватить до того, как проснётся Т1.

T1

работаожидание

запереть(попытаться) отпереть

критическая секцияпробуждение

T2

Обычный случай

Проблема: Последовательный захват

▪ Потоки Т1 и Т2 используют мьютекс М1 для работы, удерживая его значительное время. При этом основую часть работы они выполняют в критической секции.

▪ Допустим Т1 захватывает М1. Т2, попытавшись захватить мьютекс, засыпает. Тогда, после того, как Т1 освободит мьютекс, он может успеть снова его захватить до того, как проснётся Т1.

T1




T2

Т1 повторно захватывает мьютекс

Проблема: Последовательный захват. Решение

Решение - использование FIFO-мьютекса: владелец мьютекса (Т1) после освобождения мьютекса автоматически передаёт права на захват мьютекса первому потоку в очереди, который ожидает освобождения мьютекса.

T1




T2

Использование FIFO-мьютекса

Семафоры (Semaphores)

▪ Ограничивает число потоков, которые могут зайти в заданный участок кода.

▪ Семафор - это счетчик s = 0, …, ∞

▪ Операции:

▫ sem_post - увеличивает значение семафора

▫ sem_wait - пытается уменьшить значение семафора (и это удаётся сделать, если s > 0).

▫ sem_getvalue - вернуть текущее значение семафора (используется редко)

Семафоры (Semaphores) в pthreads

/* проинициализировать семафор */int sem_init(sem_t *sem, int pshared,

unsigned int value);

/* уничтожить семафор */int sem_destroy(sem_t *sem);

/* уменьшить семафор на 1 * (заблокировать единицу ресурса) */int sem_wait(sem_t *sem);

int sem_trywait(sem_t *sem);

int sem_timedwait(sem_t *sem,

const struct timespec *abs_timeout);

/* увеличить семафор на 1 * (разблокировать единицу ресурса) */int sem_post(sem_t *sem);

Семафоры (Semaphores) - пример работы

T1

sem_wait

T5 ⚫

Held 0

Sleepers ⚫

T2

sem_post

T3

sem_post

T4

sem_wait

T5

sem_wait

Семафоры (Semaphores) - пример работы


wait(попытаться) post

критическая секция

T1

T2

T3

T4

T5

Семафоры. Пример: производитель/потребитель

/* безопасная версия sem_wait, учитывающая * прерывания во время выполнения sem_wait */void _sem_wait(sem_t *sem)

{

while (sem_wait(sem) != 0) { }

}

/* получить по сети запрос и выделить под него память */request_t *get_request()

{

request_t *request;

request_t = (request*) malloc(sizeof(request_t));

request->data = read_from_net();

return request;

}


/* обработать поступивший запрос */void process_request(request_t *request)

{

process(request->data);

free(request);

}

/* производитель: получить запрос, добавить в список, * увеличить семафор */void *producer(void *arg) {

request_t *request;

for (;; ) {

request = get_request();

add(request);

sem_post(&request_lenght);

}

}


/* потребитель: уменьшить семафор, * удалить запрос из списка, обработать запрос */void *consumer(void *arg) {

request_t *request;

for (;;) {

_sem_wait(&request_lenght);

request = remove();

process_request(request);

}

}

Производитель/потребитель с ограничением длины очереди

/* производитель ресурсов проверяет, есть ли свободные * слоты для нового запроса и добавляет запрос */void *producer(void *arg)

{

request_t *request;

for (;;) {

_sem_wait(&request_slots);

request = get_request();

add(request);

sem_post(&request_length);

}

}


/* потребитель проверяет, есть ли запросы, * затем увеличивает семафор свободных слотов * и обрабатывает запрос */void *consumer(void *arg)

{

request_t *request;

for (;;) {

_sem_wait(&requests_lenght);

request = remove();


sem_post(&request_slots);

}

}

Условные переменные (Condition variables)

▪ Условные переменные позволяют потока ожидать наступления некоторого события, избегая состояния гонки.

▪ Сами условные переменные защищаются мьютексами.▪ Условные переменные - обобщение семафоров.

/* инициализация условных переменных */int pthread_cond_init(pthread_cond_t *restrict cond,

const pthread_condattr_t *restrict attr);

/* или */pthread_cond_t cond = PTHREAD_COND_INITIALIZER;

/* освободить ресурсы, занимаемые условной переменной */int pthread_cond_destroy(pthread_cond_t *cond);


/* ожидать наступления события cond */int pthread_cond_wait(pthread_cond_t *restrict cond,

pthread_mutex_t *restrict mutex);

/* ожидать наступления события не дольше timeout */int pthread_cond_timedwait(pthread_cond_t *restrict cond,

pthread_mutex_t *restrict mutex,

const struct timespec *restrict abstime);

/* возобновить работу одного потока, ожидающего наступления события cond */int pthread_cond_signal(pthread_cond_t *cond);

/* возобновить работу всех потоков, * ожидающих наступления события cond */int pthread_cond_broadcast(pthread_cond_t *cond);


lock()

while (condition != true)

{

unlock()

sleeping…

lock()

}

unlock()

/* continue */


lock()

condition = true

unlock()

wakeup!


T1 T2 T3

wait wait wait

T4

signal

T1 ⚫

Held 0

Sleepers ⚫ T2 ⚫ T3 ⚫


T1 T2 T3

wait wait wait

T4

signal

T1 ⚫

Held 0


pthread_cond_signal


T1 T2 T3

wait wait wait

T4

signal

T2 ⚫

Held 0

Sleepers ⚫ T3 ⚫


T1 T2 T3

wait wait wait

T4

signal

T1 ⚫

Held 0


pthread_cond_broadcast


T1 T2 T3

wait wait wait

T4

signal

Held 0

Sleepers ⚫

Условные переменные

pthread_mutex_lock(&m);

while (!condition) {

pthread_cond_wait(&c, &m);

}

do_something();

pthread_mutex_unlock(&m);


pthread_mutex_lock(&m);

condition = true;

pthead_mutex_unlock(&m);

pthread_cond_signal(&c);


struct msg {

struct msg *m_next;

/* ... другие поля структуры ... */};

struct msg *workq;

pthread_cond_t qready = PTHREAD_COND_INITIALIZER;

pthread_mutex_t qlock = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;


void process_msg(void)

{

struct msg *mp;

for (;;) {

pthread_mutex_lock(&qlock);

while (workq == NULL)

pthread_cond_wait(&qready, &qlock);

mp = workq;

workq = mp->m_next;

pthread_mutex_unlock(&qlock);

/* теперь обрабатываем сообщение */}

}


void enqueue_msg(struct msg *mp)

{

pthread_mutex_lock(&qlock);

mp->m_next = workq;

workq = mp;

pthread_mutex_unlock(&qlock);

pthread_cond_signal(&qready);

}

Проблема дополнительного ожидания

lock()

while (condition != true)

{

unlock()

sleeping…

lock()

}

unlock()

/* continue */

Поток 1

pthread_cond_wait(&cond,

&mutex);

Проблема дополнительного ожидания - 1 случай

lock()

while (condition)

{

unlock()

sleeping…

lock()

}

unlock()

/* continue */


lock()

while (condition)

{

unlock()

sleeping…

lock()

}

unlock()

/* continue */

Поток 3pthread_cond_broadcast()


lock()

while (condition)

{

unlock()

awakened

lock()

}

unlock()

/* continue */


lock()

while (condition)

{

unlock()

awakened

lock()

}

unlock()

/* continue */



T1




T2

T3


lock()

while (condition)

{

unlock()

sleeping…

lock()

}

unlock()

/* continue */


lock()

while (condition)

{

unlock()

sleeping…

lock()

}

unlock()

/* continue */



lock()

while (condition)

{

unlock()

awakened

lock()

}

unlock()

/* continue */


lock()

while (condition)

{

unlock()

awakened

lock()

}

unlock()

/* continue */



T1




T2

T3


/* производитель (на основе условных переменных) */void *producer(void *arg)

{

request_t *request;

for (;;) {

pthread_mutex_lock(&request_lock);

while (length >= 10)

pthread_cond_wait(&request_producer,

&requests_lock);

add(request);

lenght++;

pthread_mutex_unlock(&request_lock);

pthread_cond_signal(&request_consumer);

}

}


/* потребитель (на основе условных переменных) */void *consumer(void *arg)

{

request_t *request;

for (;;) {

pthread_mutex_lock(&request_lock);

while (length == 0)

pthread_cond_wait(&request_consumer,

&requests_lock);

request = remove();

length--;

pthread_mutex_unlock(&request_lock);

pthread_cond_signal(&request_producer);


}

}

Мониторы

● Потокобезопасная инкапсюляция общих данных

● В С - путём объявления всех переменных внутри функции, которая выполняет доступ

● В С++ - инкапсюляция путем создания объекта

● Мониторы “заставляют” пользователя совершать действия над общими переменным через код монитора.

● Мониторы, однако, не позволяют реализовать все типы блокировок (например, пересекующиеся блокировки или использование неблокирующих “trylock” блокировок).

Мониторы. Реализация на С

/* реализация счётчика count - суммы всех i */void count(int i)

{

static int count = 0;

static pthread_mutex_t countlock =

PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;

pthread_mutex_lock(&countlock);

count += i;

i = count;

pthread_mutex_unlock(&countlock);

return i;

}

Мониторы. Реализация на С++

class Monitor

{

pthread_mutex_t *mutex;

public:

Monitor(pthread_mutex_t *m);

virtual ~Monitor();

};

Monitor::Monitor(pthread_mutex_t *m) {

mutex = m;

pthread_mutex_lock(mutex);

}

Monitor::~Monitor() {

pthread_mutex_unlock(mutex);

}

Мониторы. Реализация на С++

void foo()

{

Monitor m(&data_lock);

int temp;

// ...

func(temp);

// ...

// Вызов деструктора снимает блокировку}

Спинлоки

▪ Спинлоки подобны мьютексам, но

▪ Это более простой и быстрый механизм синхронизации (“test&set” или что-то ещё)

▪ Поток, пытаясь запереть спинлок, не блокируется (если спинлок занят) - вместо этого он циклически пробует запереть спинлок, пока это у него не получится.

▪ Подходит для мелкозернистого параллелизма (КС небольшая и блокируется на короткий срок).

▪ Критическая секция является местом частого возникновения конфликтов.

▪ Для многоядерных систем.

▪ Проблема с приоритетами потоков!

Спинлоки

/* инициализация */int pthread_spin_init(pthread_spinlock_t *lock,

int pshared);

/* уничтожение */int pthread_spin_destroy(pthread_spinlock_t *lock);

/* запирание мьютекса */int pthread_spin_lock(pthread_spinlock_t *lock);

int pthread_spin_trylock(pthread_spinlock_t *lock);

/* отпирание мьютекса */int pthread_spin_unlock(pthread_spinlock_t *lock);

Спинлоки

pthread_spinlock_t spinlock;

rc = pthread_spin_init(&spinlock, PTHREAD_PROCESS_PRIVATE);

if (rc != 0)

/* … */

/* … */

pthread_spin_lock(&spinlock);

/* “лёгкая” критическая секция, * которая выполняется очень быстро */if a[i] > k

count++;

pthread_spin_unlock(&spinlock);

/* … */

pthread_spin_destory(&spinlock);

Барьеры

▪ Позволяют выполнить синхронизацию для множества потоков.

▪ Достигшие барьера потоки блокируются до тех пор, пока все потоки множества не достигнут барьера.

▫ По достижении барьера, поток уменьшает счётчик барьера и засыпает.

▫ Когда последний поток достигает барьера, он уменьшает счётчик до 0 и разблокирует все потоки.

Барьеры

/* инициализация и уничтожение */int pthread_barrier_init(pthread_barrier_t *restrict barrier,

const pthread_barrierattr_t *restrict attr,

unsigned count);

int pthread_barrier_destroy(pthread_barrier_t *barrier);

/* синхронизовать потоки в точке вызова функции */int pthread_barrier_wait(pthread_barrier_t *barrier);

/* инициализация уничтожение атрибутов */int pthread_barrierattr_init(pthread_barrierattr_t *attr);

int pthread_barrierattr_destroy(pthread_barrierattr_t *attr);

/* задание атрибутов (PTHREAD_PROCESS_SHARED, PTHREAD_PROCESS_PRIVATE)*/int pthread_barrierattr_getpshared(const pthread_barrierattr_t

*restrict attr,

int *restrict pshared);

int pthread_barrierattr_setpshared(pthread_barrierattr_t *attr,

int pshared);

Барьеры

T1

работа

T3

T4

ожидание

T1

pthread_barrier_wait(&B) [B_cntr = 0]




pthread_barrier_wait(&B,4)

Барьеры. Пример

1. Проинициализировать массив а.

2. Параллельно домножить все элемента массива на k.

3. Вывести полученный массив на экран.

4. Параллельно вычислить квадратный корень над всеми элементами массива.


6. Параллельно вычислить остаток от деления на 2 всех элементов массива.


Сколько необходимо барьеров?(если без иных средств синхронизации)

Барьеры

#include <stdio.h>

#include <stdlib.h>

#include <string.h>

#include <math.h>

#include <pthread.h>

enum { SIZE = 20, NTHREADS = 4, K = 100 };

pthread_barrier_t mult_barrier, sqrt_barrier,

output_barrier1, output_barrier2;

int *volatile a;

Барьеры

int main(int argc, const char *argv[])

{

pthread_t tid[NTHREADS];

int threadnum[NTHREADS];

int rc, ithr, i;

pthread_barrier_init(&mult_barrier, NULL, NTHREADS + 1);

pthread_barrier_init(&sqrt_barrier, NULL, NTHREADS + 1);

pthread_barrier_init(&output_barrier1, NULL, NTHREADS + 1);

pthread_barrier_init(&output_barrier2, NULL, NTHREADS + 1);

a = (int *) malloc(SIZE * sizeof(int));

/* Serial initialization */

srand(time(NULL));

for (i = 0; i < SIZE; i++) {

a[i] = rand() % 100;

}

Барьеры

for (ithr = 0; ithr < NTHREADS; ithr++) {

threadnum[ithr] = ithr;

rc = pthread_create(&tid[ithr], NULL,

&thread, &threadnum[ithr]);

if (rc != 0) {

fprintf(stderr, "pthread_create failed()); free(a);

return 1;

}

}

pthread_barrier_wait(&mult_barrier);

printf("\nArray after 1st stage:\n");

for (i = 0; i < SIZE; i++) printf("%d ", a[i]);

fflush(stdout);

pthread_barrier_wait(&output_barrier1);

pthread_barrier_wait(&sqrt_barrier);

Барьеры

printf("\n\nArray after 2nd stage:\n");


fflush(stdout);


for (ithr = 0; ithr < NTHREADS; ithr++)

pthread_join(tid[ithr], NULL);

printf("\n\nArray after 3rd stage:\n");


pthread_barrier_destroy(&mult_barrier);

pthread_barrier_destroy(&sqrt_barrier);

pthread_barrier_destroy(&output_barrier1);

pthread_barrier_destroy(&output_barrier2);

free(a);

return 0; }

Барьеры

void *thread(void *arg)

{

int i, *threadnum = (int *) arg;

int lower_bound = *threadnum * (SIZE / NTHREADS);

int upper_bound = lower_bound + SIZE / NTHREADS;

for (i = lower_bound; i < upper_bound; i++)

a[i] = a[i] * K;

pthread_barrier_wait(&mult_barrier);


for (i = lower_bound; i < upper_bound; i++)

a[i] = sqrt(a[i]);

pthread_barrier_wait(&sqrt_barrier);


for (i = lower_bound; i < upper_bound; i++) {

a[i] = a[i] % 2;

return NULL; }

ПВТ - осень 2014 - Лекция 3 - Стандарт posix threads

Education