ПВТ - осень 2014 - Лекция 3 - Стандарт POSIX Threads

ˠ˱́˱˼˼˶˼̍˾̌˶˳̌̈˹̂˼˹̃˶˼̍˾̌˶̃˶̆˾˿˼˿˴˹˹
˟̂˶˾̍3DUDOOHORPSXWLQJ7HFKQRORJLHV37

˜˶˻̇˹̐326,;7KUHDGV
˗˹˸˾˶˾˾̌˺̇˹˻˼̀˿̃˿˻˿˳
ˠ˼˱˾˹́˿˳˱˾˹˶ˢ˹˾̆́˿˾˹˸˱̇˹̐
ˠ˱˸˾˹˻˿˳ˑ˼˶˻̂˶˺ˑ˼˶˻̂˱˾˵́˿˳˹̈
˛˱̅˶˵́˱˳̌̈˹̂˼˹̃˶˼̍˾̌̆̂˹̂̃˶˽ˢ˹˲˔ˤˣ˙
ˢ˱˺̃˻̄́̂˱KWWSFSFWVLEVXWLVUXaDSD]QLNRYWHDFKLQJ
˓˿̀́˿̂̌KWWSVSLD]]DFRPVLEVXWLVUXIDOOSFWKRPH

▪ 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)

˝˿˵˶˼̍SWKUHDGV
▪ 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

˗˹˸˾˶˾˾̌˺̇˹˻˼
̀˿̃˿˻˿˳

˝˿˵˶˼̍SWKUHDGV
Поток а
(основной)
Поток b
Поток c
Поток d
spawn
Поток e
spawn
spawn
spawn
join
join
join
join

˛˱˻˹̂̀˿˼̍˸˿˳˱̃̍
▪ 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

ˠ˿́˿˷˵˶˾˹˶̀˿̃˿˻˱
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

ˠ˿́˿˷˵˶˾˹˶˹˸˱˳˶́̉˶˾˹˶̀˿̃˿˻˱
pthread_create() pthread_join(t2)
pthread_exit(status)
работа ожидание
T1
T2

˟̃˽˶˾˱̀˿̃˿˻˱
pthread_cancel(t1)
работ
а ожидание
T1
T2
[pthread_exit]

ˠ˿́˿˷˵˶˾˹˶˹˸˱˳˶́̉˶˾˹˶̀˿̃˿˻˿˳̀́˹˽˶́
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;

ˠ˿́˿˷˵˶˾˹˶˹˸˱˳˶́̉˶˾˹˶̀˿̃˿˻˿˳̀́˹˽˶́̀́˿˵

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)) {
strerror(err));
exit(1);
}

if (err = pthread_join(td, status)) {
strerror(err));
exit(1);
}
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);
}

ˠ˿́˿˷˵˶˾˹˶˹˸˱˳˶́̉˶˾˹˶̀˿̃˿˻˿˳̀́˹˽˶́
join(A) join(C) E
“зомби”
join(D)
D
A
main
C
B
create cancel join
cancel(D)
join(main)

ˠ˼˱˾˹́˿˳˱˾˹˶˳̌̀˿˼˾˶˾˹̐
̀˿̃˿˻˿˳

ˠ˼˱˾˹́˿˳˱˾˹˶˾˱˿̂˾˿˳˶˻˳˱˾̃˿˳˱˾˹̐URXQGURELQVOLFHG

T1
T2

ˣ˿̈˾˿˶̀˼˱˾˹́˿˳˱˾˹˶̂̀́˹˿́˹̃˶̃˱˽˹
T1
T2
запрос ответ

˨˶˽˽˿˷˶̃˲̌̃̍˳̌˸˳˱˾˱˱˻̃˹˳˱̇˹̐̀˿̃˿˻˱
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.

ˢ˿̂̃˿̐˾˹̐̀˿̃˿˻˱
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

ˢ̆˶˽˱̀˶́˶̆˿˵˱̂˿̂̃˿̐˾˹˺̀˿̃˿˻˱
Runnable
Wakeup
Sleeping Zombie
Active
Dispatch
Preempt
Exit
Sleep

ˠ́˹˽˶́̀˼˱˾˹́˿˳˱˾˹̐̀˿̃˿˻˿˳
T1 T2 T3
lock
unlock
lock
Held 1
Sleepers ⚫
Time
0
lock
unlock
1 lock
T2 ⚫
Held 1
Sleepers ⚫
lock
unlock
2 lock Held 0
Sleepers ⚫
lock
unlock
3 lock Held 1
Sleepers ⚫
SIG

ˠ́˹˽˶́̀˼˱˾˹́˿˳˱˾˹̐̀˿̃˿˻˿˳
T1 T2 T3
lock
unlock
lock
Held 1
Sleepers ⚫
Time
0
lock
unlock
1 lock
T2 ⚫
Held 1
Sleepers ⚫
lock
unlock
2 lock Held 0
Sleepers ⚫
lock
unlock
3 lock Held 1
Sleepers ⚫
SIG
pthread_mutex_lock();
/* критическая секция */
pthread_mutex_unlock()
lock
unlock

˛˱˻˸˱˵˱̃̍̀˿˼˹̃˹˻̄̀˼˱˾˹́˿˳˱˾˹̐˳SWKUHDG
int pthread_setschedparam(pthread_t thread,
struct sched_param {
int sched_priority;
};
int policy,
const struct sched_param *param);
int pthread_getschedparam(pthread_t thread,
int *policy,
struct sched_param *param);
Normal policies:
● SCHED_OTHER
● SCHED_BATCH
● SCHED_IDLE
Real-time policies:
● SCHED_FIFO
● SCHED_RR
● SCHED_DEADLINE
0
1..99

˞˿́˽˱˼̍˾˿˶̀˼˱˾˹́˿˳˱˾˹˶6+('B27+(5
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.

˞˿́˽˱˼̍˾˿˶̀˼˱˾˹́˿˳˱˾˹˶6+('B%$7+
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).

˞˿́˽˱˼̍˾˿˶̀˼˱˾˹́˿˳˱˾˹˶6+('B%$7+
SCHED_IDLE (начиная с 2.6.23)
● Планирование низкоприоритетных задач.
● Приоритет со значением nice ниже +19.

5HDOWLPH̀˿˼˹̃˹˻˹̀˼˱˾˹́˿˳˱˾˹̐6+('B),)2
Sleeping Runnable
⬤
⬤
⬤
Приоритет
T1 ⬤
T3 ⬤ T4 ⬤
T2

5HDOWLPH̀˿˼˹̃˹˻˹̀˼˱˾˹́˿˳˱˾˹̐6+('B55
Sleeping Runnable
⬤
⬤
⬤
Приоритет
T1 ⬤
T3 ⬤ T4 ⬤
T2

5HDOWLPH̀˿˼˹̃˹˻˹̀˼˱˾˹́˿˳˱˾˹̐6+('B'($'/,1(
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.

5HDOWLPH̀˿˼˹̃˹˻˹̀˼˱˾˹́˿˳˱˾˹̐6+('B'($'/,1(
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.

5HDOWLPH̀˿˼˹̃˹˻˹̀˼˱˾˹́˿˳˱˾˹̐6+('B'($'/,1(
время выполнения T1
время поступления
время начала
абсолютный дедлайн
относительный дедлайн
период

5HDOWLPH̀˿˼˹̃˹˻˹̀˼˱˾˹́˿˳˱˾˹̐6+('B'($'/,1(
время начала
абсолютный дедлайн
время выполнения T1
время поступления
sched_runtime
дедлайн (sched_deadline)
период (sched_period)
▪ 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)

ˠ́˱˳˹˼˱˹̂̀˿˼̍˸˿˳˱˾˹̐UHDOWLPH̀˿˼˹̃˹˻̀˼˱˾˹́˿˳˱˾˹̐
▪ 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.

ˢ˿˳˶̃̌
▪ 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.

ˠ́˿˲˼˶˽˱̂˹˾̆́˿˾˹˸˱̇˹˹˹˱̃˿˽˱́˾̌˶˿̀˶́˱̇˹˹
Поток A: i = i + 1
Записать значение
переменной i в регистр
(регистр = 5)
t
Увеличить содержимое
регистра (регистр = 6)
Сохранить значение
регистра в перменную i
Поток B: i = i + 1
Записать значение
переменной i в регистр
Увеличить содержимое
регистра (регистр = 6)
Сохранить значение
регистра в перменную i
i
5
5
6
6

ˠ́˿˲˼˶˽˱̂˹˾̆́˿˾˹˸˱̇˹˹˹˱̃˿˽˱́˾̌˶˿̀˶́˱̇˹˹
Поток 1 Поток 2
bal = GetBalance(account);
bal += bal * InterestRate;
PutBalance(account, bal);
bal += deposit;
● 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.).

ˠ́˿˲˼˶˽˱̂˹˾̆́˿˾˹˸˱̇˹˹˹˱̃˿˽˱́˾̌˶˿̀˶́˱̇˹˹
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] = 1
return result;
}
Установить новое значение
(обычно 1) в ячейку и
возвратить старое
значение.

ˠ́˿̂̃˶˺̉˱̐́˶˱˼˹˸˱̇˹̐˳˸˱˹˽˾˿˴˿˹̂˻˼̏̈˶˾˹̐
// 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 секции
critical section
// освободить критическую секцию
lock = false
}

ˠ́˿̂̃˶˺̉˱̐́˶˱˼˹˸˱̇˹̐˳˸˱˹˽˾˿˴˿˹̂˻˼̏̈˶˾˹̐
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

˝̍̏̃˶˻̂̌
/* 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);

˝̍̏̃˶˻̂̌
int pthread_mutex_lock(pthread_mutex_t *mutex);
int pthread_mutex_trylock(pthread_mutex_t *mutex);
int pthread_mutex_unlock(pthread_mutex_t *mutex);
T1
Priority:0
T2
Priority:1
T3
Priority:2
Held 1
Sleepers ⚫ T3 ⚫
T2 ⚫
lock
lock lock

˕˹˱˴́˱˽˽˱˳̌̀˿˼˾˶˾˹̐̀˿̃˿˻˿˳̀́˹˽˶́
T1
T2
критическая секция отпереть мьютекс
запереть мьютекс
(попытаться)

˓̂̃˱˳˻˱˹̄˵˱˼˶˾˹˶˹˸̂̀˹̂˻˱
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;
}
List Item 3 Item 2 Item 1

˓̂̃˱˳˻˱˹̄˵˱˼˶˾˹˶˹˸̂̀˹̂˻˱
Поток 1 Поток 2 t
{
list = item;
}
list_t *remove()
{
/* sleeping */
/* sleeping */
item = item-next;
list = list-next;
return request;
}

˓̂̃˱˳˻˱˹̄˵˱˼˶˾˹˶˹˸̂̀˹̂˻˱
{
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;
}
List Item 4
Item 3 Item 2 Item 1

˓̂̃˱˳˻˱˹̄˵˱˼˶˾˹˶˹˸̂̀˹̂˻˱
{
list = item;
}
list_t *remove()
{
/* sleeping */
/* sleeping */
item = item-next;
list = list-next;
return request;
}
List Item 4
Item 3 Item 2 Item 1
Поток 3:
remove()

˓̂̃˱˳˻˱˹̄˵˱˼˶˾˹˶˹˸̂̀˹̂˻˱
{
list = item;
}
list_t *remove()
{
/* sleeping */
/* sleeping */
item = item-next;
list = list-next;
return request;
}
Поток 3:
remove()

ˣ̄̀˹˻˿˳̌˶̂˹̃̄˱̇˹˹GHDGORFNV

● 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.
T1 T2
А B
B А

ˠ́˶˵˿̃˳́˱̊˶˾˹˶˵˶˵˼˿˻˿˳
● Жёстко определить порядок захвата ресурсов.
А B
А
А
B
T1
T2
А B
B А

ˠ́˹˽˶́́˱˲˿̃̌˵˳̄̆˽̍̏̃˶˻̂˿˳
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;
/* … */
}

ˠ́˹˽˶́́˱˲˿̃̌˵˳̄̆˽̍̏̃˶˻̂˿˳
/* 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;
}

ˠ́˹˽˶́́˱˲˿̃̌˵˳̄̆˽̍̏̃˶˻̂˿˳
/* 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;
}

ˠ́˹˽˶́́˱˲˿̃̌˵˳̄̆˽̍̏̃˶˻̂˿˳
void elem_release(struct elem *ep) { /* осободить ссылку на объект */
int idx;
if (ep-count == 1) { /* последняя ссылка */
/* 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);
}
}

ˠ́˹˽˶́́˱˲˿̃̌˵˳̄̆˽̍̏̃˶˻̂˿˳̄̀́˿̊˶˾˹˶
void elem_release(struct elem *ep) { /* осободить ссылку на объект */
int idx;
if (--ep-count == 0) { /* последняя ссылка */
/* 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);
}
}

˓̌˲˿́˻́˹̃˹̈˶̂˻˹̆̂˶˻̇˹˺
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

˒˼˿˻˹́˿˳˻˱̈̃˶˾˹̐˸˱̀˹̂˹
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);

˒˼˿˻˹́˿˳˻˱̈̃˶˾˹̐˸˱̀˹̂˹
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
Sleeping
writers ⚫
Sleeping
readers ⚫
t
T2
read read

˒˼˿˻˹́˿˳˻˱̈̃˶˾˹̐˸˱̀˹̂˹
T1
Current
writer
0
Current
readers
2
Sleeping
writers ⚫
Sleeping
readers ⚫
t
T2 T3
read read
write
T3 ⚫

˒˼˿˻˹́˿˳˻˱̈̃˶˾˹̐˸˱̀˹̂˹
T1
T4 ⚫
Current
writer
0
Current
readers
2
Sleeping
writers ⚫
Sleeping
readers ⚫
t
T2 T3
read read
write
read write
T4 T5
T3 ⚫ T5 ⚫

˒˼˿˻˹́˿˳˻˱̈̃˶˾˹̐˸˱̀˹̂˹
T1
T4 ⚫
Current
writer
0
Current
readers
2
Sleeping
writers ⚫
Sleeping
readers ⚫
t
T2 T3
read read
write
read write
T4 T5
T3 ⚫ T5 ⚫
read read
T6 T7
T6 ⚫
T7 ⚫

˒˼˿˻˹́˿˳˻˱̈̃˶˾˹̐˸˱̀˹̂˹
read read write
T1
T4 ⚫
Current
writer
1
Current
readers
0
Sleeping
writers ⚫
Sleeping
readers ⚫
t
T2 T3
read write
T4 T5
T5 ⚫
read read
T6 T7
T6 ⚫
T7 ⚫

˒˼˿˻˹́˿˳˻˱̈̃˶˾˹̐˸˱̀˹̂˹
read read write
T1
T4 ⚫
Current
writer
1
Current
readers
0
Sleeping
writers ⚫
Sleeping
readers ⚫
t
T2 T3
T4 T5
read
write
read read
T6 T7
T6 ⚫
T7 ⚫

˒˼˿˻˹́˿˳˻˱̈̃˶˾˹̐˸˱̀˹̂˹
read read write
T1
Current
writer
0
Current
readers
3
Sleeping
writers ⚫
Sleeping
readers ⚫
t
T2 T3
read write
T4 T5
read read
T6 T7

˒˼˿˻˹́˿˳˻˱̈̃˶˾˹̐˸˱̀˹̂˹̀́˹˽˶́
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;
}
}
}

ˡ˶˻̄́̂˹˳˾̌˶˽̍̏̃˶˻̂̌
▪ 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

ˡ˶˻̄́̂˹˳˾̌˶˽̍̏̃˶˻̂̌
func1
lock(x-lock)
...
func2(x)
...
unlock(x-lock)
func2
lock(x-lock)
...
unlock(x-lock)
func1(x);
...
func2(x);

ˡ˶˻̄́̂˹˳˾̌˶˽̍̏̃˶˻̂̌ˑ˼̍̃˶́˾˱̃˹˳˾̌˺˳˱́˹˱˾̃
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

ˠ́˿˲˼˶˽˱˙˾˳˶́̂˹̐̀́˹˿́˹̃˶̃˿˳
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.
T1
Prior: 0
Runnable
T2
Prior: 2
Sleep
T3
Prior: 1
Active
lock(M1)
lock(M1)
unlock(M1)
T2 ⚫
Held 1
Sleepers ⚫

ˠ́˿˲˼˶˽˱˙˾˳˶́̂˹̐̀́˹˿́˹̃˶̃˿˳ˡ˶̉˶˾˹̐
■ Priority Ceiling Mutex
Устанавливается 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 Mutexes
Поток Т1 захватывает мьютекс без изменения своего приоритета. Когда
второй поток Т2 пытается захватить, владелец Т1 мьютекса получает
приоритет потока Т2.

ˠ́˿˲˼˶˽˱ˠ˿̂˼˶˵˿˳˱̃˶˼̍˾̌˺˸˱̆˳˱̃
▪ 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
работа
ожидание
запереть
(попытаться) отпереть
критическая секция
пробуждение
T2
Обычный случай

ˠ́˿˲˼˶˽˱ˠ˿̂˼˶˵˿˳˱̃˶˼̍˾̌˺˸˱̆˳˱̃
▪ 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
работа
ожидание
запереть
T2
Т1 повторно захватывает мьютекс

ˠ́˿˲˼˶˽˱ˠ˿̂˼˶˵˿˳˱̃˶˼̍˾̌˺˸˱̆˳˱̃ˡ˶̉˶˾˹˶
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
работа
ожидание
запереть
T2
Использование FIFO-мьютекса

▪ 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)

˳SWKUHDGV
/* 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);

̀́˹˽˶́́˱˲˿̃̌
sem_wait
T1
sem_wait
T5 ⚫
sem_post
Held 0
Sleepers ⚫
sem_post
T2
T3
T4
sem_wait
T5

̀́˹˽˶́́˱˲˿̃̌
работа
ожидание
wait
(попытаться) post
T1
T2
T3
T4
T5

ˢ˶˽˱̅˿́̌ˠ́˹˽˶́̀́˿˹˸˳˿˵˹̃˶˼̍̀˿̃́˶˲˹̃˶˼̍
/* 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;
}

ˢ˶˽˱̅˿́̌ˠ́˹˽˶́̀́˿˹˸˳˿˵˹̃˶˼̍̀˿̃́˶˲˹̃˶˼̍
/* 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);
}
}

ˢ˶˽˱̅˿́̌ˠ́˹˽˶́̀́˿˹˸˳˿˵˹̃˶˼̍̀˿̃́˶˲˹̃˶˼̍
/* 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);
}
}

ˠ́˿˹˸˳˿˵˹̃˶˼̍̀˿̃́˶˲˹̃˶˼̍̂˿˴́˱˾˹̈˶˾˹˶˽˵˼˹˾̌˿̈˶́˶˵˹
/* 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);
}
}

ˠ́˿˹˸˳˿˵˹̃˶˼̍̀˿̃́˶˲˹̃˶˼̍̂˿˴́˱˾˹̈˶˾˹˶˽˵˼˹˾̌˿̈˶́˶˵˹
/* 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();
process_request(request);
sem_post(request_slots);
}
}

ˤ̂˼˿˳˾̌˶̀˶́˶˽˶˾˾̌˶RQGLWLRQYDULDEOHV

▪ 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!

wait wait wait
T1 T2 T3
T4
signal
Held 0
Sleepers ⚫ T1 ⚫
T2 ⚫ T3 ⚫

wait wait wait
T1 T2 T3
T4
signal
Held 0
Sleepers ⚫ T1 ⚫
T2 ⚫ T3 ⚫
pthread_cond_signal

wait wait wait
T1 T2 T3
T4
signal
Held 0
Sleepers ⚫ T2 ⚫
T3 ⚫

wait wait wait
T1 T2 T3
T4
signal
Held 0
Sleepers ⚫ T1 ⚫
T2 ⚫ T3 ⚫
pthread_cond_broadcast

wait wait wait
T1 T2 T3
T4
signal
Held 0
Sleepers ⚫

ˤ̂˼˿˳˾̌˶̀˶́˶˽˶˾˾̌˶
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);

ˤ̂˼˿˳˾̌˶̀˶́˶˽˶˾˾̌˶
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;

ˤ̂˼˿˳˾̌˶̀˶́˶˽˶˾˾̌˶
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 */
}
}

ˤ̂˼˿˳˾̌˶̀˶́˶˽˶˾˾̌˶
void enqueue_msg(struct msg *mp)
{
pthread_mutex_lock(qlock);
mp-m_next = workq;
workq = mp;
pthread_mutex_unlock(qlock);
pthread_cond_signal(qready);
}

ˠ́˿˲˼˶˽˱˵˿̀˿˼˾˹̃˶˼̍˾˿˴˿˿˷˹˵˱˾˹̐
lock()
Поток 1
while (condition != true)
{
unlock()
sleeping…
lock()
}
unlock()
/* continue */
pthread_cond_wait(cond,
mutex);

ˠ́˿˲˼˶˽˱˵˿̀˿˼˾˹̃˶˼̍˾˿˴˿˿˷˹˵˱˾˹̐̂˼̄̈˱˺
lock()
while (condition)
{
unlock()
sleeping…
lock()
}
unlock()
/* continue */
lock()
while (condition)
{
unlock()
sleeping…
lock()
}
unlock()
/* continue */
Поток 3
pthread_cond_broadcast()

ˠ́˿˲˼˶˽˱˵˿̀˿˼˾˹̃˶˼̍˾˿˴˿˿˷˹˵˱˾˹̐̂˼̄̈˱˺
lock()
while (condition)
{
unlock()
awakened
lock()
}
unlock()
/* continue */
lock()
while (condition)
{
unlock()
awakened
lock()
}
unlock()
/* continue */
Поток 3
pthread_cond_broadcast()

ˠ́˿˲˼˶˽˱˵˿̀˿˼˾˹̃˶˼̍˾˿˴˿˿˷˹˵˱˾˹̐̂˼̄̈˱˺
T1
работа
ожидание
запереть
T2
T3

ˠ́˿˹˸˳˿˵˹̃˶˼̍̀˿̃́˶˲˹̃˶˼̍̂˿˴́˱˾˹̈˶˾˹˶˽˵˼˹˾̌˿̈˶́˶˵˹
/* 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);
}
}

ПВТ - осень 2014 - Лекция 3 - Стандарт POSIX Threads

Recommended

Recommended

More Related Content

What's hot

What's hot (20)

Similar to ПВТ - осень 2014 - Лекция 3 - Стандарт POSIX Threads

Similar to ПВТ - осень 2014 - Лекция 3 - Стандарт POSIX Threads (20)

More from Alexey Paznikov

More from Alexey Paznikov (20)

ПВТ - осень 2014 - Лекция 3 - Стандарт POSIX Threads