Синхронизация процессов и потоков

      Комментарии к записи Синхронизация процессов и потоков отключены

Цель синхронизации

Существует достаточно обширный класс средств операционной системы, с помощью которых обеспечивается взаимная синхронизация процессов и потоков1 . Потребность в синхронизации потоков возникает только в мультипрограммной операционной системе и связана с совместным использованием аппаратных и информационных ресурсов вычислительной системы. Синхронизация необходима для исключения гонок и тупиков при обмене данными между потоками, разделении данных, при доступе к процессору и устройствам ввода-вывода.

Во многих операционных системах эти средства называются средствами межпроцессного взаимодействия – Inter Process Communications (IPC), что отражает историческую первичность понятия “процесс” по отношению к понятию “поток”. Обычно к средствам IPC относят не только средства межпроцессной синхронизации, но и средства межпроцессного обмена данными.

Выполнение потока в мультипрограммной среде всегда имеет асинхронный характер. Очень сложно с полной определенностью сказать, на каком этапе выполнения будет находиться процесс в определенный момент времени. Даже в однопрограммном режиме не всегда можно точно оценить время выполнения задачи. Это время во многих случаях существенно зависит от значения исходных данных, которые влияют на количество циклов, направления разветвления программы, время выполнения операций ввода-вывода и т. п. Так как исходные данные в разные моменты запуска задачи могут быть разными, то и время выполнения отдельных этапов и задачи в целом является весьма неопределенной величиной.

Еще более неопределенным является время выполнения программы в мультипрограммной системе. Моменты прерывания потоков, время нахождения их в очередях к разделяемым ресурсам, порядок выбора потоков для выполнения – все эти события являются результатом стечения многих обстоятельств и могут быть интерпретированы как случайные. В лучшем случае можно оценить вероятностные характеристики вычислительного процесса, например вероятность его завершения за данный период времени.

Таким образом, потоки в общем случае (когда программист не предпринял специальных мер по их синхронизации) протекают независимо, асинхронно друг другу. Это справедливо как по отношению к потокам одного процесса, выполняющим общий программный код, так и по отношению к потокам разных процессов, каждый из которых выполняет собственную программу.

Любое взаимодействие процессов или потоков связано с их синхронизацией, которая заключается в согласовании их скоростей путем приостановки потока до наступления некоторого события и последующей его активизации при наступлении этого события. Синхронизация лежит в основе любого взаимодействия потоков, связано ли это взаимодействие с разделением ресурсов или с обменом данными. Например, поток-получатель должен обращаться за данными только после того, как они помещены в буфер потоком-отправителем. Если же поток-получатель обратился к данным до момента их поступления в буфер, то он должен быть приостановлен.

При совместном использовании аппаратных ресурсов синхронизация также совершенно необходима. Когда, например, активному потоку требуется доступ к последовательному порту, а с этим портом в монопольном режиме работает другой поток, находящийся в данный момент в состоянии ожидания, то ОС приостанавливает активный поток и не активизирует его до тех пор, пока нужный ему порт не освободится. Часто нужна также синхронизация с событиями, внешними по отношению к вычислительной системе, например реакции на нажатие комбинации клавиш Ctrl+C.

Ежесекундно в системе происходят сотни событий, связанных с распределением и освобождением ресурсов, и ОС должна иметь надежные и производительные средства, которые бы позволяли ей синхронизировать потоки с происходящими в системе событиями.

Для синхронизации потоков прикладных программ программист может использовать как собственные средства и приемы синхронизации, так и средства операционной системы. Например, два потока одного прикладного процесса могут координировать свою работу с помощью доступной для них обоих глобальной логической переменной, которая устанавливается в единицу при осуществлении некоторого события, например выработки одним потоком данных, нужных для продолжения работы другого. Однако во многих случаях более эффективными или даже единственно возможными являются средства синхронизации, предоставляемые операционной системой в форме системных вызовов. Так, потоки, принадлежащие разным процессам, не имеют возможности вмешиваться каким-либо образом в работу друг друга. Без посредничества операционной системы они не могут приостановить друг друга или оповестить о произошедшем событии. Средства синхронизации используются операционной системой не только для синхронизации прикладных процессов, но и для ее внутренних нужд.

Обычно разработчики операционных систем предоставляют в распоряжение прикладных и системных программистов широкий спектр средств синхронизации. Эти средства могут образовывать иерархию, когда на основе более простых средств строятся более сложные, а также быть функционально специализированными, например средства для синхронизации потоков одного процесса, средства для синхронизации потоков разных процессов при обмене данными и т.д. Часто функциональные возможности разных системных вызовов синхронизации перекрываются, так что для решения одной задачи программист может воспользоваться несколькими вызовами в зависимости от своих личных предпочтений.

Пренебрежение вопросами синхронизации в многопоточной системе может привести к неправильному решению задачи или даже к краху системы. Рассмотрим, например, задачу ведения базы данных клиентов некоторого предприятия (рис. 16). Каждому клиенту отводится отдельная запись в базе данных, в которой среди прочих полей имеются поля Заказ и Оплата. Программа, ведущая базу данных, оформлена как единый процесс, имеющий несколько потоков, в том числе поток А, который заносит в базу данных информацию о заказах, поступивших от клиентов, и поток В, который фиксирует в базе данных сведения об оплате клиентами выставленных счетов. Оба эти потока совместно работают над общим файлом базы данных, используя однотипные алгоритмы, включающие три шага:

1. Считать из файла базы данных в буфер запись о клиенте с заданным идентификатором.

2. Внести новое значение в поле Заказ (для потока А) или Оплата (для потока В).

3. Вернуть модифицированную запись в файл базы данных.

Обозначим соответствующие шаги для потока А как А1, А2и A3, а для потока В как B1, B2и ВЗ. Предположим, что в некоторый момент поток А обновляет поле Заказ записи о клиенте N. Для этого он считывает эту запись в свой буфер (шаг А1), модифицирует значение поля Заказ (шаг А2), но внести запись в базу данных (шаг A3) не успевает, так как его выполнение прерывается, например, вследствие завершения кванта времени.

Предположим также, что потоку В также потребовалось внести сведения об оплате относительно того же клиента N. Когда подходит очередь потока В, он успевает считать запись в свой буфер (шаг Bl) и выполнить обновление поля Оплата (шаг B2), а затем прерывается. Заметим, что в буфере у потока В находится запись о клиенте N, в которой поле Заказ имеет прежнее, не измененное значение.

Когда в очередной раз управление будет передано потоку А, то он, продолжая свою работу, запишет запись о клиенте N с модифицированным полем Заказ в базу данных (шаг A3). После прерывания потока А и активизации потока В последний запишет в базу данных поверх только что обновленной записи о клиенте N свой вариант записи, в которой обновлено значение поля Оплата. Таким образом, в базе данных будут зафиксированы сведения о том, что клиент N произвел оплату, но информация о его заказе окажется потерянной (рис. 17, а).

Сложность проблемы синхронизации кроется в нерегулярности возникающих ситуаций. Так, в предыдущем примере можно представить и другое развитие событий: могла быть потеряна информация не о заказе, а об оплате (рис. 17, б) или, напротив, все исправления были успешно внесены (рис. 17, в). Все определяется взаимными скоростями потоков и моментами их прерывания. Поэтому отладка взаимодействующих потоков является сложной задачей. Ситуации, подобные той, когда два или более потоков обрабатывают разделяемые данные и конечный результат зависит от соотношения скоростей потоков, называются гонками.

5.2.Средства синхронизации

Важным понятием синхронизации потоков является понятие “критической секции” программы. Критическая секция – это часть программы, результат выполнения которой может непредсказуемо меняться, если переменные, относящиеся к этой части программы, изменяются другими потоками в то время, когда выполнение этой части еще не завершено. Критическая секция всегда определяется по отношению к определенным критическим данным, при несогласованном изменении которых могут возникнуть нежелательные эффекты. В предыдущем примере такими критическими данными являлись записи файла базы данных. Во всех потоках, работающих с критическими данными, должна быть определена критическая секция. Заметим, что в разных потоках критическая секция состоит в общем случае из разных последовательностей команд.

Чтобы исключить эффект гонок по отношению к критическим данным, необходимо обеспечить, чтобы в каждый момент времени в критической секции, связанной с этими данными, находился только один поток. При этом неважно, находится этот поток в активном или в приостановленном состоянии. Этот прием называют взаимным исключением. Операционная система использует разные способы реализации взаимного исключения. Некоторые способы пригодны для взаимного исключения при вхождении в критическую секцию только потоков одного процесса, в то время как другие могут обеспечить взаимное исключение для потоков разных процессов.

Самый простой и в то же время неэффективный способ обеспечения взаимного исключения состоит в том, что операционная система позволяет потоку запрещать любые прерывания на время его нахождения в критической секции. Однако этот способ практически не применяется, поскольку опасно доверять управление системой пользовательскому процессу – он может надолго занять процессор, а при крахе потока в критической секции крах потерпит вся система, потому что прерывания никогда не будут разрешены.

Для синхронизации потоков одного процесса программист может использовать глобальные блокирующие переменные. С этими переменными, к которым все потоки процесса имеют прямой доступ, программист работает, не обращаясь к системным вызовам ОС. Каждому набору критических данных ставится в соответствие двоичная переменная, которой поток присваивает значение 0, когда он входит в критическую секцию, и значение 1, когда он ее покидает.

Блокирующие переменные могут использоваться не только при доступе к разделяемым данным, но и при доступе к разделяемым ресурсам любого вида.

Если все потоки написаны с учетом вышеописанных соглашений, то взаимное исключение гарантируется. При этом потоки могут быть прерваны операционной системой в любой момент и в любом месте, в том числе в критической секции.

Однако следует заметить, что одно ограничение на прерывания все же имеется. Нельзя прерывать поток между выполнением операций проверки и установки блокирующей переменной. Поясним это. Пусть в результате проверки переменной поток определил, что ресурс свободен, но сразу после этого, не успев установить переменную в 0, был прерван. За время его приостановки другой поток занял ресурс, вошел в свою критическую секцию, но также был прерван, не завершив работы с разделяемым ресурсом. Когда управление было возвращено первому потоку, он, считая ресурс свободным, установил признак занятости и начал выполнять свою критическую секцию. Таким образом, был нарушен принцип взаимного исключения, что потенциально может привести к нежелательным последствиям. Во избежание таких ситуаций в системе команд многих компьютеров предусмотрена единая, неделимая команда анализа и присвоения значения логической переменной (например, команды ВТС, BTR и BTS процессора Pentium). При отсутствии такой команды в процессоре соответствующие действия должны реализовываться специальными системными примитивами, которые бы запрещали прерывания на протяжении всей операции проверки и установки. Примитив –базовая функция ОС.

Реализация взаимного исключения описанным выше способом имеет существенный недостаток: в течение времени, когда один поток находится в критической секции, другой поток, которому требуется тот же ресурс, получив доступ к процессору, будет непрерывно опрашивать блокирующую переменную, бесполезно тратя выделяемое ему процессорное время, которое могло бы быть использовано для выполнения какого-нибудь другого потока. Для устранения этого недостатка во многих ОС предусматриваются специальные системные вызовы для работы с критическими секциями.

На рис. 18 показано, как с помощью этих функций реализовано взаимное исключение в операционной системе Windows NT. Перед тем как начать изменение критических данных, поток выполняет системный вызов EnterCr1t1ca1Section(). В рамках этого вызова сначала выполняется, как и в предыдущем случае, проверка блокирующей переменной, отражающей состояние критического ресурса. Если системный вызов определил, что ресурс занят (F(D)=0), он переводит поток в состояние ожидания (D) и делает отметку о том, что данный поток должен быть активизирован, когда соответствующий ресурс освободится. Поток, который в это время использует данный ресурс, после выхода из критической секции должен выполнить системную функцию LeaveCriticalSectlon(), в результате чего блокирующая переменная принимает значение, соответствующее свободному состоянию ресурса (F(D)=1), а операционная система просматривает очередь ожидающих этот ресурс потоков и переводит первый поток из очереди в состояние готовности.

Таким образом исключается непроизводительная потеря процессорного времени на циклическую проверку освобождения занятого ресурса. Однако в тех случаях, когда объем работы в критической секции небольшой и существует высокая вероятность в очень скором доступе к разделяемому ресурсу, более предпочтительным может оказаться использование блокирующих переменных. Действительно, в такой ситуации накладные расходы ОС по реализации функции входа в критическую секцию и выхода из нее могут превысить полученную экономию.

Обобщением блокирующих переменных являются так называемые семафоры Дийкстры. Вместо двоичных переменных Дийкстра (Dijkstra) предложил использовать переменные, которые могут принимать целые неотрицательные значения. Такие переменные, используемые для синхронизации вычислительных процессов, получили название семафоров.

Для работы с семафорами вводятся два примитива, традиционно обозначаемых Р и V. Пусть переменная S представляет собой семафор. Тогда действия V(S) и P(S) определяются следующим образом:

— V(S): переменная S увеличивается на 1 единым действием. Выборка, наращивание и запоминание не могут быть прерваны. К переменной S нет доступа другим потокам во время выполнения этой операции.

— P(S): уменьшение S на 1, если это возможно. Если S=0 и невозможно уменьшить S, оставаясь в области целых неотрицательных значений, то в этом случае поток, вызывающий операцию Р, ждет, пока это уменьшение станет возможным. Успешная проверка и уменьшение также являются неделимой операцией.

Никакие прерывания во время выполнения примитивов V и Р недопустимы.

В частном случае, когда семафор S может принимать только значения 0 и 1, он превращается в блокирующую переменную, которую по этой причине часто называют двоичным семафором. Операция Р заключает в себе потенциальную возможность перехода потока, который ее выполняет, в состояние ожидания, в то время как операция V может при некоторых обстоятельствах активизировать другой поток, приостановленный операцией Р.

Рассмотрим использование семафоров на классическом примере взаимодействия двух выполняющихся в режиме мультипрограммирования потоков, один из которых пишет данные в буферный пул, а другой считывает их из буферного пула. Пусть буферный пул состоит из N буферов, каждый из которых может содержать одну запись. В общем случае поток-писатель и поток-читатель могут иметь различные скорости и обращаться к буферному пулу с переменой интенсивностью. В один период скорость записи может превышать скорость чтения, в другой – наоборот. Для правильной совместной работы поток-писатель должен приостанавливаться, когда все буферы оказываются занятыми, и активизироваться при освобождении хотя бы одного буфера. Напротив, поток-читатель должен приостанавливаться, когда все буферы пусты, и активизироваться при появлении хотя бы одной записи.

Введем два семафора: е – число пустых буферов, f – число заполненных буферов, причем в исходном состоянии е = N, а f = 0, Тогда работа потоков с общим буферным пулом может быть описана следующим образом (рис. 19).

Поток-писатель прежде всего выполняет операцию Р(е), с помощью которой он проверяет, имеются ли в буферном пуле незаполненные буферы. В соответствии с семантикой операции Р, если семафор е равен 0 (т.е. свободных буферов в данный момент нет), то поток-писатель переходит в состояние ожидания. Если же значением е является положительное число, то он уменьшает число свободных буферов, записывает данные в очередной свободный буфер и после этого наращивает число занятых буферов операцией V(f). Поток-читатель действует аналогичным образом, с той разницей, что он начинает работу с проверки наличия заполненных буферов, а после чтения данных наращивает количество свободных буферов.

В данном случае предпочтительнее использовать семафоры вместо блокирующих переменных. Действительно, критическим ресурсом здесь является буферный пул, который может быть представлен как набор идентичных ресурсов – отдельных буферов, а значит, с буферным пулом могут работать сразу несколько потоков, и именно столько, сколько буферов в нем содержится. Использование двоичной переменной не позволяет организовать доступ к критическому ресурсу более чем одному потоку. Семафор же решает задачу синхронизации более гибко, допуская к разделяемому пулу ресурсов заданное количество потоков. Так, в нашем примере с буферным пулом могут работать максимум N потоков, часть из которых может быть “писателями”, а часть – “читателями”.

Таким образом, семафоры позволяют эффективно решать задачу синхронизации доступа к ресурсным пулам, таким, например, как набор идентичных в функциональном назначении внешних устройств (модемов, принтеров, портов) или набор областей памяти одинаковой величины, или информационных структур. Во всех этих и подобных им случаях с помощью семафоров можно организовать доступ к разделяемым ресурсам сразу нескольких потоков.

Семафор может использоваться и в качестве блокирующей переменной. В рассмотренном выше примере, для того чтобы исключить коллизии при работе с разделяемой областью памяти, будем считать, что запись в буфер и считывание из буфера являются критическими секциями. Взаимное исключение будем обеспечивать с помощью двоичного семафора b (рис. 20). Оба потока после проверки доступности буферов должны выполнить проверку доступности критической секции.

Приведенный выше пример позволяет также проиллюстрировать еще одну проблему синхронизации – взаимные блокировки, называемые также дедлоками (deadlocks), клинчами (clinch), или тупиками. Покажем, что если переставить местами операции Р(е) и Р(b) в потоке-писателе, то при некотором стечении обстоятельств эти два потока могут взаимно блокировать друг друга.

Итак, пусть поток-писатель начинает свою работу с проверки доступности критической секции – операции Р(b), и пусть он первым войдет в критическую секцию. Выполняя операцию Р(е), он может обнаружить отсутствие свободных буферов и перейти в состояние ожидания. Как уже было показано, из этого состояния его может вывести только поток-читатель, который возьмет очередную запись из буфера. Но поток-читатель не сможет этого сделать, так как для этого ему потребуется войти в критическую секцию, вход в которую заблокирован потоком-писателем. Таким образом, ни один из этих потоков не может завершить начатую работу и возникнет тупиковая ситуация, которая не может разрешиться без внешнего воздействия.

Рассмотрим еще один пример тупика. Пусть двум потокам, принадлежащим разным процессам и выполняющимся в режиме мультипрограммирования, для выполнения их работы нужно два ресурса, например принтер и последовательный порт. Такая ситуация может возникнуть, например, во время работы приложения, задачей которого является распечатка информации, поступающей по модемной связи.

На рис. 21, а показаны фрагменты соответствующих программ. Поток А запрашивает сначала принтер, а затем порт, а поток В запрашивает устройства в обратном порядке. Предположим, что после того, как ОС назначила принтер потоку А и установила связанную с этим ресурсом блокирующую переменную, поток А был прерван. Управление получил поток В, который сначала выполнил запрос на получение СОМ-порта, затем при выполнении следующей команды был заблокирован, так как принтер оказался уже занятым потоком А. Управление снова получил поток А, который в соответствии со своей программой сделал попытку занять порт и был заблокирован, поскольку порт уже выделен потоку В. В таком i положении потоки А и В могут находиться сколь угодно долго.

В зависимости от соотношения скоростей потоков они могут либо взаимно блокировать друг друга (рис. 21, б), либо образовывать очереди к разделяемым ресурсам (рис. 21, в), либо совершенно независимо использовать разделяемые ресурсы (рис. 21, г).

Тупиковые ситуации надо отличать от простых очередей, хотя те и другие возникают при совместном использовании ресурсов и внешне выглядят похоже: поток приостанавливается и ждет освобождения ресурса. Однако очередь – это нормальное явление, неотъемлемый признак высокого коэффициента использования ресурсов при случайном поступлении запросов. Очередь появляется тогда, когда ресурс недоступен в данный момент, но освободится через некоторое время, позволив потоку продолжить выполнение. Тупик же, что видно из его названия, является в некотором роде неразрешимой ситуацией. Необходимым условием возникновения тупика является потребность потока сразу в нескольких ресурсах.

В рассмотренных примерах тупик был образован двумя потоками, но взаимно блокировать друг друга может и большее число потоков. На рис. 22 показано такое распределение ресурсов Riмежду несколькими потоками Tj, которое привело к возникновению взаимных блокировок. Стрелки обозначают потребность потока в ресурсах. Сплошная стрелка означает, что соответствующий ресурс был выделен потоку, а пунктирная стрелка соединяет поток с тем ресурсом, который необходим, но не может быть пока выделен, поскольку занят другим потоком. Например, потоку Т1для выполнения работы необходимы ресурсы R1и R2, из которых выделен только один – R1, а ресурс R2удерживается потоком Т2. Ни один из четырех показанных на рисунке потоков не может продолжить свою работу, так как не имеет всех необходимых для этого ресурсов.

Невозможность потоков завершить начатую работу из-за возникновения взаимных блокировок снижает производительность вычислительной системы. Поэтому проблеме предотвращения тупиков уделяется большое внимание. На тот случай, когда взаимная блокировка все же возникает, система должна предоставить администратору-оператору средства, с помощью которых он смог бы распознать тупик, отличить его от обычной блокировки из-за временной недоступности ресурсов. И, наконец, если тупик диагностирован, то нужны средства для снятия взаимных блокировок и восстановления нормального вычислительного процесса.

Тупики могут быть предотвращены на стадии написания программ, т.е. программы должны быть написаны таким образом, чтобы тупик не мог возникнуть при любом соотношении взаимных скоростей потоков. Так, если бы в примере, показанном на рис. 21, поток А и поток В запрашивали ресурсы в одинаковой последовательности, то тупик был бы в принципе невозможен. Другой, более гибкий подход к предотвращению тупиков заключается в том, что ОС каждый раз при запуске задач анализирует их потребности в ресурсах и определяет, может ли в данной мультипрограммной смеси возникнуть тупик. Если да, то запуск новой задачи временно откладывается. ОС может также использовать определенные правила при назначении ресурсов потокам, например, ресурсы могут выделяться операционной системой в определенной последовательности, общей для всех потоков.

В тех же случаях, когда тупиковую ситуацию не удалось предотвратить, важно быстро и точно ее распознать, поскольку блокированные потоки не выполняют никакой полезной работы. Если тупиковая ситуация образована множеством потоков, занимающих массу ресурсов, распознавание тупика является нетривиальной задачей. Существуют формальные, программно-реализованные методы распознавания тупиков, основанные на ведении таблиц распределения ресурсов и таблиц запросов к занятым ресурсам. Анализ этих таблиц позволяет обнаружить взаимные блокировки.

Если же тупиковая ситуация возникла, то не обязательно снимать с выполнения все заблокированные потоки. Можно снять только часть из них, освободив ресурсы, ожидаемые остальными потоками, можно вернуть некоторые потоки в область подкачки, можно совершить “откат” некоторых потоков до так называемой контрольной точки, в которой запоминается вся информация, необходимая для восстановления выполнения программы с данного места. Контрольные точки расставляются в программе в тех местах, после которых возможно возникновение тупика.

Рассмотренные выше механизмы синхронизации, основанные на использовании глобальных переменных процесса, обладают существенным недостатком – они не подходят для синхронизации потоков разных процессов. В таких случаях операционная система должна предоставлять потокам системные объекты синхронизации, которые были бы видны для всех потоков, даже если они принадлежат разным процессам и работают в разных адресных пространствах.

Примерами таких синхронизирующих объектов ОС являются системные семафоры, мьютексы, события, таймеры и другие – их набор зависит от конкретной ОС, которая создает эти объекты по запросам процессов. Чтобы процессы могли разделять синхронизирующие объекты, в разных ОС используются разные методы. Некоторые ОС возвращают указатель на объект. Этот указатель может быть доступен всем родственным процессам, наследующим характеристики общего родительского процесса. В других ОС процессы в запросах на создание объектов синхронизации указывают имена, которые должны быть им присвоены. Далее эти имена используются разными процессами для манипуляций объектами синхронизации. В таком случае работа с синхронизирующими объектами подобна работе с файлами. Их можно создавать, открывать, закрывать, уничтожать.

Кроме того, для синхронизации могут быть использованы такие “обычные” объекты ОС, как файлы, процессы и потоки. Все эти объекты могут находиться в двух состояниях: сигнальном и несигнальном – свободном. Для каждого объекта смысл, вкладываемый в понятие “сигнальное состояние”, зависит от типа объекта. Так, например, поток переходит в сигнальное состояние тогда, когда он завершается. Процесс переходит в сигнальное состояние тогда, когда завершаются все его потоки. Файл переходит в сигнальное состояние в том случае, когда завершается операция ввода-вывода для этого файла. Для остальных объектов сигнальное состояние устанавливается в результате выполнения специальных системных вызовов. Приостановка и активизация потоков осуществляются в зависимости от состояния синхронизирующих объектов ОС.

Потоки с помощью специального системного вызова сообщают операционной системе о том, что они хотят синхронизировать свое выполнение с состоянием некоторого объекта. Будем далее называть этот системный вызов Wait(X), где Х – указатель на объект синхронизации. Системный вызов, с помощью которого поток может перевести объект синхронизации в сигнальное состояние, назовем Set(X).

Поток, выполнивший системный вызов Wait(X), переводится операционной системой в состояние ожидания до тех пор, пока объект Х не перейдет в сигнальное состояние. Примерами системных вызовов типа Wait() и Set() являются вызовы MaitForSingleObject() и SetEvent() в Windows NT, DosSemWait() и DosSemSet() в OS/2, s1eep() и wakeup() в UNIX.

Поток может ожидать установки сигнального состояния не одного объекта, а нескольких. При этом поток может попросить ОС активизировать его при установке либо одного из указанных объектов, либо всех объектов. Поток может в качестве аргумента системного вызова Wait() указать также максимальное время, которое он будет ожидать перехода объекта в сигнальное состояние, после чего ОС должна его активизировать в любом случае. Может случиться, что установки некоторого объекта в сигнальное состояние ожидают сразу несколько потоков. В зависимости от объекта синхронизации в состояние готовности могут переводиться либо все ожидающие это событие потоки, либо один из них.

Синхронизация тесно связана с планированием потоков. Во-первых, любое обращение потока с системным вызовом Wait(X) влечет за собой действия в подсистеме планирования – этот поток снимается с выполнения и помещается в очередь ожидающих потоков, а из очереди готовых потоков выбирается и активизируется новый поток. Во-вторых, при переходе объекта в сигнальное состояние (в результате выполнения некоторого потока – либо системного, либо прикладного) ожидающий этот объект поток (или потоки) переводится в очередь готовых к выполнению потоков. В обоих случаях осуществляется перепланирование потоков, при этом если в ОС предусмотрены изменяемые приоритеты и/или кванты времени, то они пересчитываются по правилам, принятым в этой операционной системе.

Рассмотрим несколько примеров, когда в качестве синхронизирующих объектов используются файлы, потоки и процессы.

Пусть программа приложения построена так, что для выполнения запросов, поступающих из сети, основной поток создает вспомогательные серверные потоки.

При поступлении от пользователя команды завершения приложения основной поток должен дождаться завершения всех серверных потоков и только после этого завершиться сам. Следовательно, процедура завершения должна включать вызов Wait(X1, Х2, …), где X1, Х2 – указатели на серверные потоки. В результате выполнения данного системного вызова основной поток будет переведен в состояние ожидания и останется в нем до тех пор, пока все серверные потоки не перейдут в сигнальное состояние, т.е. завершатся. После этого ОС переведет основной поток в состояние готовности. При получении доступа к процессору основной поток завершится. Другой пример. Пусть выполнение некоторого приложения требует последовательных работ-этапов. Для каждого этапа имеется свой отдельный процесс. Сигналом для начала работы каждого следующего процесса является завершение предыдущего. Для реализации такой логики работы необходимо в каждом процессе, кроме первого, предусмотреть выполнение системного вызова Wait(X), в котором синхронизирующим объектом является предшествующий поток.

Объект-файл, переход которого в сигнальное состояние соответствует завершению операции ввода-вывода с этим файлом, используется в тех случаях, когда поток, инициировавший эту операцию, решает дождаться ее завершения, прежде чем продолжить свои вычисления.

Однако круг событий, с которыми потоку может потребоваться синхронизировать свое выполнение, отнюдь не исчерпывается завершением потока, процесса или операции ввода-вывода. Поэтому в ОС, как правило, имеются и другие, более универсальные объекты синхронизации, такие, как событие (event), мьютекс (mutex), системный семафор и другие.

Мьютекс, как и семафор, обычно используется для управления доступом к данным.

В отличие от объектов-потоков, объектов-процессов и объектов-файлов, которые при переходе в сигнальное состояние переводят в состояние готовности все потоки, ожидающие этого события, объект-мьютекс “освобождает” из очереди ожидающих только один поток.

Работа мьютекса хорошо поясняется в терминах “владения”. Пусть поток, который, пытаясь получить доступ к критическим данным, выполнил системный вызов Wait(X), где Х – указатель на мьютекс. Предположим, что мьютекс находится в сигнальном состоянии, в этом случае поток тут же становится его владельцем, устанавливая его в несигнальное состояние, и входит в критическую секцию. После того как поток выполнил работу с критическими данными, он “отдает” мьютекс, устанавливая его в сигнальное состояние. В этот момент мьютекс свободен и не принадлежит ни одному потоку. Если какой-либо поток ожидает его освобождения, то он становится следующим владельцем этого мьютекса, одновременно мьютекс переходит в несигнальное состояние.

Объект-событие (в данном случае слово “событие” используется в узком смысле, как обозначение конкретного вида объектов синхронизации) обычно используется не для доступа к данным, а для того, чтобы оповестить другие потоки о том, что некоторые действия завершены. Пусть, например, в некотором приложении работа организована таким образом, что один поток читает данные из файла в буфер памяти, а другие потоки обрабатывают эти данные, затем первый поток считывает новую порцию данных, а другие потоки снова ее обрабатывают и так далее. В начале работы первый поток устанавливает объект-событие в несигнальное состояние. Все остальные потоки выполнили вызов Wait(X), где Х – указатель события, и находятся в приостановленном состоянии, ожидая наступления этого события. Как только буфер заполняется, первый поток сообщает об этом операционной системе, выполняя вызов Set(X). Операционная система просматривает очередь ожидающих потоков и активизирует все потоки, которые ждут этого события.

Сигнал дает возможность задаче реагировать на событие, источником которого может быть операционная система или другая задача. Сигналы вызывают прерывание задачи и выполнение заранее предусмотренных действий. Сигналы могут вырабатываться синхронно, т.е. как результат работы самого процесса, а могут быть направлены процессу другим процессом, т.е. вырабатываться асинхронно. Синхронные сигналы чаще всего приходят от системы прерываний процессора и свидетельствуют о действиях процесса, блокируемых аппаратурой, например деление на нуль, ошибка адресации, нарушение защиты памяти и т. д.

Примером асинхронного сигнала является сигнал с терминала. Во многих ОС предусматривается оперативное снятие процесса с выполнения. Для этого пользователь может нажать некоторую комбинацию клавиш (Ctrl+C, Ctrl+Break), в результате чего ОС вырабатывает сигнал и направляет его активному процессу. Сигнал может поступить в любой момент выполнения процесса (т.е. он является асинхронным), требуя от процесса немедленного завершения работы. В данном случае реакцией на сигнал является безусловное завершение процесса.

В системе может быть определен набор сигналов. Программный код процесса, которому поступил сигнал, может либо проигнорировать его, либо прореагировать на него стандартным действием (например, завершиться), либо выполнить специфические действия, определенные прикладным программистом. В последнем случае в программном коде необходимо предусмотреть специальные системные вызовы, с помощью которых операционная система информируется, какую процедуру надо выполнить в ответ на поступление того или иного сигнала.

Сигналы обеспечивают логическую связь между процессами, а также между процессами и пользователями (терминалами). Поскольку посылка сигнала предусматривает знание идентификатора процесса, то взаимодействие посредством сигналов возможно только между родственными процессами, которые могут получить данные об идентификаторах друг друга.

В распределенных системах, состоящих из нескольких процессоров, каждый из которых имеет собственную оперативную память, блокирующие переменные, семафоры, сигналы и другие аналогичные средства, основанные на разделяемой памяти, оказываются непригодными. В таких системах синхронизация может быть реализована только посредством обмена сообщениями.

Управление памятью

Статьи к прочтению:

Лекция 6: Планирование заданий. Взаимодействие и синхронизация процессов и потоков


Похожие статьи: