Скачать презентацию 4 Синхронизация потоков 4 1 Атомарные действия Скачать презентацию 4 Синхронизация потоков 4 1 Атомарные действия

29. Синхронизация потоков - Атомарные операции итд.ppt

  • Количество слайдов: 55

4. Синхронизация потоков 4. Синхронизация потоков

4. 1. Атомарные действия (операции) 4. 1. Атомарные действия (операции)

Определение действия и контекста действия • Действием (action) называется изменение контекста потока. • Контекстом Определение действия и контекста действия • Действием (action) называется изменение контекста потока. • Контекстом действия называется область памяти, к которой действие имеет доступ.

Определение атомарного действия • Действие называется атомарным (atomic action), или непрерываемым, или непрерывным если Определение атомарного действия • Действие называется атомарным (atomic action), или непрерываемым, или непрерывным если они удовлетворяет двум требованиям: – не прерывается во время своего исполнения; – контекст действия изменяется только самим действием. • Атомарные действия будем обозначать следующим образом: атомарное_действие : = <действие>

Две группы атомарных действия • Атомарные действия делят на две группы: – элементарные атомарные Две группы атомарных действия • Атомарные действия делят на две группы: – элементарные атомарные действия (fine grained atomic actions); – составные атомарные действия (coarse grained atomic actions).

Элементарные атомарные действия • К элементарным атомарным действиям относятся команды микропроцессора, которые не могут Элементарные атомарные действия • К элементарным атомарным действиям относятся команды микропроцессора, которые не могут быть прерваны во время своего исполнения.

Непрерываемые команды микропроцессора • Условно (теоретически) считают, что атомарными являются следующие команды микропроцессора: – Непрерываемые команды микропроцессора • Условно (теоретически) считают, что атомарными являются следующие команды микропроцессора: – операции над данными, хранящимися в регистрах микропроцессора; – операции чтения данных из памяти в регистры микропроцессора; – операции записи данных в память из регистров микропроцессора.

Составные атомарные действия • К составным атомарным действиям относятся последовательности элементарных атомарных действий, которые Составные атомарные действия • К составным атомарным действиям относятся последовательности элементарных атомарных действий, которые не прерываются во время своего исполнения.

Маскирование прерываний • Так как переключение между потоками происходит только по прерываниям, то на Маскирование прерываний • Так как переключение между потоками происходит только по прерываниям, то на однопроцессорном компьютере атомарность составного действия обеспечивается запрещением (маскированием) прерываний: disable_interrupt(); составное_действие; enable_interrupt();

Маскирование прерываний • Запрещение прерываний не обеспечивает атомарность составного действия на мультипроцессорной системе, т. Маскирование прерываний • Запрещение прерываний не обеспечивает атомарность составного действия на мультипроцессорной системе, т. к. в этом случае контекст действия, исполняемого одним процессором, может параллельно измениться потоком, исполняемым другим процессором.

4. 2. Частные и разделяемые переменные 4. 2. Частные и разделяемые переменные

Определение частной и разделяемой переменной • Переменная, доступ к которой имеет только один поток, Определение частной и разделяемой переменной • Переменная, доступ к которой имеет только один поток, называется частной (private) или личной переменной потока. • Переменная, доступ к которой имеют несколько одновременно исполняемых (параллельных, конкурирующих) потоков, называется переменной разделяемой (shared) потоками.

Доступ параллельных потоков к разделяемым переменным • Предполагаем, что параллельные потоки для доступа (записи Доступ параллельных потоков к разделяемым переменным • Предполагаем, что параллельные потоки для доступа (записи или чтения) к разделяемой переменной используют атомарные действия.

Примеры атомарных и неатомарных действий shared x, y; private a, b; a = x; Примеры атомарных и неатомарных действий shared x, y; private a, b; a = x; y = b; // атомарное действие x = x + 1; // неатомарное действие, которое эквивалентно // следующей последовательности атомарных действий private r; r = x; ++r; x = y; private r; r = y; x = r; // неатомарное действие, которое эквивалентно // следующей последовательности атомарных действий

4. 3. Параллельные потоки 4. 3. Параллельные потоки

Параллельные и псевдопараллельные потоки • Одновременно исполняемые потоки называются параллельными, если каждый из них Параллельные и псевдопараллельные потоки • Одновременно исполняемые потоки называются параллельными, если каждый из них исполняется своим процессором. • Одновременно исполняемые потоки называются псевдопараллельными или конкурирующими (concurrent), если они исполняются одним процессором.

Обмен сигналами между параллельными потоками • Мы рассматриваем параллельные потоки как программы, параллельно исполняемыми Обмен сигналами между параллельными потоками • Мы рассматриваем параллельные потоки как программы, параллельно исполняемыми на одном компьютере. • В общем случае параллельные потоки могут обмениваться сигналами только через общую память. • В случае параллельных потоков, исполняемых в контексте одного процесса, общая память представляется разделяемыми (глобальными) переменными.

Аксиомы параллельности • Аксиома 1 (Non-interference postulate). Параллельные потоки, которые не имеют общих разделяемых Аксиомы параллельности • Аксиома 1 (Non-interference postulate). Параллельные потоки, которые не имеют общих разделяемых переменных, не взаимодействуют (интерферируют) друг с другом. • Аксиома 2 (Atomicity postulate). Операции чтения и записи значения частной переменной потока в разделяемые переменные являются атомарными. • Аксиома 3 (Interleaving postulate – Постулат чередования). Результатом исполнения псевдопараллельных (конкурирующих) потоков является последовательность атомарных действий этих потоков.

Гонка потоков • Если результат исполнения псевдопараллельных потоков зависит от последовательности атомарных действий, исполняемых Гонка потоков • Если результат исполнения псевдопараллельных потоков зависит от последовательности атомарных действий, исполняемых этими потоками, то говорят, что эти потоки находятся в состоянии гонки (race condition). • Как правило, состояние гонки является причиной ошибок работы многопоточных приложений. • Причиной состояния гонки потоков является неправильная синхронизация этих потоков.

4. 4. Определение синхронизации 4. 4. Определение синхронизации

Определение синхронизации • Неформально, под синхронизацией параллельных потоков понимают обмен между этими потоками управляющими Определение синхронизации • Неформально, под синхронизацией параллельных потоков понимают обмен между этими потоками управляющими сигналами, которые координируют их исполнение. • Если рассматривать параллельные потоки формально, то синхронизация таких потоков это достижение некоторого фиксированного порядка (соотношения) между управляющими сигналами, которыми обмениваются эти потоки.

• Порядок управляющих сигналов обеспечивает некоторые фиксированные последовательности атомарных действий, исполняемых параллельными потоками. • Порядок управляющих сигналов обеспечивает некоторые фиксированные последовательности атомарных действий, исполняемых параллельными потоками. • Следовательно, можно сказать, что синхронизация параллельных потоков – это упорядочивание атомарных действий, исполняемых этими потоками.

Определение условного атомарного действия • Поэтому, под синхронизацией параллельных потоков понимаем исполнение потоком атомарного Определение условного атомарного действия • Поэтому, под синхронизацией параллельных потоков понимаем исполнение потоком атомарного действия в зависимости от некоторого условия. • Такое атомарное действие называется условным. • Другими словами, с точки зрения синхронизации потоков каждый поток последовательно исполняет условные атомарные действия.

Обозначение условного атомарного действия • Введем для условного атомарного действия следующее обозначение: <await(условие) действие> Обозначение условного атомарного действия • Введем для условного атомарного действия следующее обозначение: • где условие является логическим (булевым) выражением, значением которого является истина или ложь.

Исполнение условного атомарного действия • Условное атомарное действие выполняется следующим образом: – оператор await Исполнение условного атомарного действия • Условное атомарное действие выполняется следующим образом: – оператор await ждет до тех пор, пока значение условия не станет истинным; – как только условие стало истинным, выполняется действие. • В общем случае не существует эффективной реализации условного атомарного действия. • Поэтому на практике рассматривают его частные случаи: – взаимное исключение, – условная синхронизация.

Взаимное исключение • Взаимное исключение. <await(true) действие> : = <действие> • В этом случае Взаимное исключение • Взаимное исключение. : = <действие> • В этом случае происходит безусловное выполнение атомарного действия. • Этот случай называется взаимным исключением. • Код, исполняемый внутри атомарного действия, называется критической секцией.

Условная синхронизация • Условная синхронизация. <await(условие)> • В этом случае оператор await просто оповещает Условная синхронизация • Условная синхронизация. • В этом случае оператор await просто оповещает о наступлении некоторого события, т. е. что произошло некоторое действие. • Этот случай называется условная синхронизация.

4. 5. Проблема взаимного исключения 4. 5. Проблема взаимного исключения

Формулировка проблемы • Проблема взаимного исключения возникает при решении задачи ограничения совместного доступа параллельных Формулировка проблемы • Проблема взаимного исключения возникает при решении задачи ограничения совместного доступа параллельных потоков к общему ресурсу. • Формулировка проблемы: требуется обеспечить, чтобы в любой момент времени с общим ресурсом мог работать только один из параллельных потоков. • Для решения этой задачи, программный код, который работает с общим ресурсом, заключается в критическую секцию.

Требования к решению задачи взаимного исключения 1. Безопасность (safety requirement) – в любой момент Требования к решению задачи взаимного исключения 1. Безопасность (safety requirement) – в любой момент времен в критической секции может находиться только один поток; 2. Поступательность (progress requirement) – любой поток должен находиться в критической секции ограниченное время (нет тупиков); 3. Справедливость (fairness requirement) – любой поток получает доступ в критическую секцию за ограниченное время (нет голодания).

• Можно отметить, что из выполнения требования 3 следует выполнение требования 2. • • Можно отметить, что из выполнения требования 3 следует выполнение требования 2. • Однако требование 3 иногда невозможно выполнить. • В этом случае доказывают, что решение задачи удовлетворяет только требованию 2.

4. 6. Программное решение проблемы взаимного исключения 4. 6. Программное решение проблемы взаимного исключения

• Программное решение проблемы взаимного исключения для двух параллельных потоков было впервые дано • Программное решение проблемы взаимного исключения для двух параллельных потоков было впервые дано Петерсоном (Peterson G. L. , 1981).

Алгоритм Петерсона bool x 1, x 2; int q; // обеспечивает ассиметричное решение задачи Алгоритм Петерсона bool x 1, x 2; int q; // обеспечивает ассиметричное решение задачи взаимного исключения x 1 = false; x 2 = false; void thread 1() { while (true) { non. Critical. Section 1(); x 1 = true; // поток 1 хочет войти в критическую секцию q = 2; // но, сначала предоставляет право входа потоку 2 while (x 2 && q == 2); // ждет, пока поток 2 находится в своей критич. секции critical. Section 1(); x 1 = false; } }

void thread 2() { while (true) { non. Critical. Section 2(); x 2 void thread 2() { while (true) { non. Critical. Section 2(); x 2 = true; q = 1; while (x 1 && q == 1); critical. Section 2(); x 2 = false; } }

Доказательство правильности алгоритма Петерсона • 1. Безопасность. – Поток thread 1 находится в критической Доказательство правильности алгоритма Петерсона • 1. Безопасность. – Поток thread 1 находится в критической секции 1 только в том случае, если выполняется условие: – Кроме того, если поток thread 1 находится в критической секции 1, то выполняется условие:

– Определим следующий предикат: – который является инвариантом критической секции 1, т. е. если – Определим следующий предикат: – который является инвариантом критической секции 1, т. е. если поток thread 1 находится внутри критической секции 1, то выполняется условие: – Аналогично, введем инвариант для критической секции 2:

– Теперь рассмотрим предикат: – В результате получили, что – Следовательно, потоки thread 1 – Теперь рассмотрим предикат: – В результате получили, что – Следовательно, потоки thread 1 и thread 2 не могут одновременно находиться в своих критических секциях.

• 2. Поступательность. – Поток thread 1 может быть заблокирован только при условии, • 2. Поступательность. – Поток thread 1 может быть заблокирован только при условии, если – Аналогично, поток thread 2 может быть заблокирован только при условии, если

– Рассмотрим предикат – Следовательно, потоки thread 1 и thread 2 не могут быть – Рассмотрим предикат – Следовательно, потоки thread 1 и thread 2 не могут быть заблокированы одновременно.

• 3. Справедливость. – Предположим обратное, т. е. , что поток thread 1 • 3. Справедливость. – Предположим обратное, т. е. , что поток thread 1 заблокирован. Тогда выполняется условие (1) – Отсюда следует, что

– Но из пункта 2 следует, что поток thread 2 не может быть заблокирован – Но из пункта 2 следует, что поток thread 2 не может быть заблокирован одновременно с потоком thread 1. – Откуда следует, что выполняется условие – Следовательно, поток thread 2 пройдет цикл while и установит значения или что противоречит условию (1). – Следовательно, наше предположение неверно. – Поэтому требование справедливости также выполняется.

4. 7. Программное решение условной синхронизации 4. 7. Программное решение условной синхронизации

Решение проблемы условной синхронизации для двух потоков bool event; event = false; void thread Решение проблемы условной синхронизации для двух потоков bool event; event = false; void thread 1() { before. Event 1(); while(!event); // ждать наступления события after. Event 1(); }

void thread 2() { before. Event 2(); event = true; after. Event 2(); void thread 2() { before. Event 2(); event = true; after. Event 2(); } // установить событие • Очевидно, что поток thread 1 выполнит функцию after. Event 1 только в том случае, если поток thread 2 установит истинным значение переменной event.

4. 8. Непрерываемые (атомарные) команды микропроцессора 4. 8. Непрерываемые (атомарные) команды микропроцессора

Определение атомарных команд микропроцессора • Для решения задач синхронизации в микропроцессорах существуют команды, которые Определение атомарных команд микропроцессора • Для решения задач синхронизации в микропроцессорах существуют команды, которые изменяют содержимое памяти атомарным образом, т. е. не прерываются во время своего исполнения. • При исполнении такой команды микропроцессор «запирает» (закрывает доступ) шину передачи данных. • Поэтому эти команды могут использоваться для синхронизации потоков, исполняемых на разных процессорах.

Команда xchg • В микропроцессоре Intel x 86 существует команда xchg (а в настоящее Команда xchg • В микропроцессоре Intel x 86 существует команда xchg (а в настоящее время и много других команд), которая не прерывается во время своего исполнения и реализует следующую функцию: void xchg(register int r, int* x) { register int temp; temp = r; r = *x; *x = temp; }

Решение проблемы взаимного исключения для N-параллельных потоков • С помощью команды xchg можно решить Решение проблемы взаимного исключения для N-параллельных потоков • С помощью команды xchg можно решить проблему взаимного исключения для N-параллельных потоков, каждый из которых исполняются отдельным процессором.

Решение int lock = 0; void thread_i() { while (true) { register int key_i Решение int lock = 0; void thread_i() { while (true) { register int key_i = 1; while (key_i == 1) xchg(key_i, &lock); critical. Section_i(); xchg(key_i, &lock); non. Critical. Section_i(); } } // ключ для входа в критическую секцию // ждем, пока вход закрыт // выход из критической секции

Доказательство правильности работы алгоритма • 1. Безопасность. – Доказываем от противного. – Предположим, что Доказательство правильности работы алгоритма • 1. Безопасность. – Доказываем от противного. – Предположим, что и – при некоторых. – Это может быть только в том случае, если одна команда xchg прервала исполнение другой такой команды. – Но это невозможно, так команда xchg атомарная. – Следовательно, наше предположение неверно и в критической секции может находиться только один из потоков.

• 2. Поступательность. – Доказываем от противного. – Предположим, что все потоки выполняют • 2. Поступательность. – Доказываем от противного. – Предположим, что все потоки выполняют циклы while (key_i == 1) // ждем, пока вход закрыт xchg(key_i, &lock); – Отсюда следует, что – Но это невозможно, так как величина является инвариантом в силу атомарности команды xchg. – Следовательно, тупик невозможен.

• 3. Справедливость. – О справедливости нельзя сказать ничего определенного, так как не • 3. Справедливость. – О справедливости нельзя сказать ничего определенного, так как не задан порядок доступа процессоров к шине данных.

Занятие ожиданием • Программная и аппаратная реализации синхронизации имеют существенный недостаток: – впустую тратится Занятие ожиданием • Программная и аппаратная реализации синхронизации имеют существенный недостаток: – впустую тратится процессорное время в циклах ожидания while для разрешения входа в критическую секцию. • Поэтому все эти алгоритмы синхронизации получили общее название занятие ожиданием (busy waiting).

Спин-лок • Однако, аппаратная реализация синхронизации используется в мультипроцессорных системах, так как нет другого Спин-лок • Однако, аппаратная реализация синхронизации используется в мультипроцессорных системах, так как нет другого решения. • Цикл ожидания while с атомарными командами микропроцессора называется спин-локом, или спин-блокировкой, или активным ожиданием (spin lock, иногда live lock).