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2021 iThome 鐵人賽

DAY 30
1
Software Development

微自幹的作業系統輕旅行系列 第 37

並行程式的潛在問題 (三)

在介紹 Mutex lock 與 Spinlock 後,本篇文章同樣針對並行程式的 Synchronization 作探討,以保證並行程式的執行順序。

Semaphore

Semaphore 是一個同步物件,用於保持在 0 至指定最大值之間的一個計數值。比起之前介紹的 spinlock 和 mutex lock,semaphore 更像是一個指示號誌。
當執行緒完成一次對該 semaphore 物件的等待 (wait) 時,該計數值減一;當執行緒完成一次對 semaphore 物件的釋放 (release) 時,計數值加一。
semaphore 物件的計數值大於 0,為 signaled 狀態;計數值等於 0,為 nonsignaled 狀態.
也就是說,當計數值為 0 時,處於 nonsignald 狀態的 semaphore 是無法供執行緒使用的,除非該 semaphore 再次轉為 signaled 狀態。

Semaphore APIs

使用 Semaphore 前須詳閱公開說明書:

sem_t semaphore;
int sem_init(sem_t *sem, int pshared, unsigned int value);
int sem_wait(sem_t *sem);
int sem_post(sem_t *sem);

在使用 semaphore 前,我們需要使用 sem_init() 將其初始化:

static sem_t semaphore;
sem_init(&semaphore, 0, 1);

透過 Linux manual page 查看 sem_init() 的定義,可以知道它的三個參數從左至右分別為:

  • sem_t 型別變數的位址。
  • 決定 semaphore 共享於同一個 Process 的 Thread,或是多個 Process。
  • semaphore 的初始值。

初始化後,通常我們會在 Critical section 間放置 sem_wait()sem_post() 去避免 Race condition。

sem_wait()

sem_wait() 會檢查傳入的 semaphore 變數值,如果大於零,則會將它減一。相反的,如果變數值為零,該執行緒就會被 Block。

sem_post()

當執行緒處理完 Critical section 便可以使用 sem_post() 釋放 Semaphore 物件。這時,傳入的 Semaphore 物件值會被加一。

透過範例程式學習 Semaphore!

比起 Mutex,雖然 Semaphore 同樣可以用來保護 Critical section,不過它更常被用來確保並行程式的執行順序。不像是 Mutex lock 解鈴還需繫鈴人的特性,在 Semaphore 中,每個任務都會消耗與製造不同的號誌,考慮以下程式碼:

static sem_t A_B;
static sem_t B_C;
static sem_t C_A;

void *printA(void *arg)
{
	int i = 0;
	for(i = 1;i<11;i++){
		sem_wait(&C_A);
		printf("第%02d次:A",i);
		sem_post(&A_B);
	}
	return NULL;
}
void *printB(void *arg)
{
	int i = 0;
	for(i = 1;i<11;i++){
		sem_wait(&A_B);
		printf("B");
		sem_post(&B_C);
	}
	return NULL;
}
void *printC(void *arg)
{
	int i = 0;
	for(i = 1;i<11;i++){
		sem_wait(&B_C);
		printf("C");
		sem_post(&C_A);
	}
	return NULL;
}

main() 賦予初始值:

pthread_t thread_A;
pthread_t thread_B;
pthread_t thread_C;
sem_init(&A_B,0,0);
sem_init(&B_C,0,0);
sem_init(&C_A,0,1);
pthread_create(&thread_A,NULL,printA,NULL);
pthread_create(&thread_B,NULL,printB,NULL);
pthread_create(&thread_C,NULL,printC,NULL);
//...

透過 Semaphore,我們不止可以避免 Race condition,更可以保證三個 Task 的執行順序。

原始碼連結: Github

與 Mutex lock 的異曲同工之妙

文章前面有提到,Semaphore 用於保持在 0 至指定最大值之間的一個計數值。
如果開發者將 Semaphore 設計成只會出現 0 和 1 兩種狀態,便稱為 Binary semaphore
仔細想想,Binary semaphore 同樣確保一次只能有一個執行緒獲得共用資源的存取權,比較不同的是 Binary semaphore 不像 Mutex lock 有 Owner ship 的概念。因此在應用上,Binary semaphore 會更具彈性。

這裡的彈性是指,當一個 Thread 更改 Semaphore 的狀態,程式能夠允許另一個 Thread 對同一個 Semaphore 修改狀態。換句話說,Binary semaphore 可以讓我們造出一個能有它人解鎖的 Mutex lock。
關於這個問題,網路上也有人設計相關實驗作探討,有興趣的讀者請參考該連結

Deadlock 與 Livelock

使用鎖或是 Semaphore 確實可以避免 Race condition 的發生,不過,當開發者在設計機制時沒有考慮周全,就有可能讓程式邏輯打結

Deadlock

簡單來說,當有兩個 Process 或是 Thread 需要彼此目前佔有的資源,而兩者卻又不願意釋放資源時,便會讓彼此的進度卡住,形成死結。又好比兩個人做交易,買家堅持賣家先出貨,賣家則堅持買家先付款,導致交易僵持,如果在電腦中出現類似的情況,就稱為 Deadlock。

Deadlock 範例

考慮以下程式碼:

// Source: https://stackoverflow.com/questions/27480125/simple-deadlock-example-using-pthread/50111909
pthread_mutex_t lock1, lock2;

void *resource1(){

    pthread_mutex_lock(&lock1);

    printf("Job started in resource1..\n");
    sleep(2);

    printf("Trying to get resourc2\n");
    pthread_mutex_lock(&lock2); 
    printf("Aquired resourc2\n");
    pthread_mutex_unlock(&lock2);

    printf("Job finished in resource1..\n");

    pthread_mutex_unlock(&lock1);

    pthread_exit(NULL);

}

void *resource2(){

    pthread_mutex_lock(&lock2);

    printf("Job started in resource2..\n");
    sleep(2);

    printf("Trying to get resourc1\n");
    pthread_mutex_lock(&lock1); 
    printf("Aquired resourc1\n");
    pthread_mutex_unlock(&lock1);

    printf("Job finished in resource2..\n");

    pthread_mutex_unlock(&lock2);

    pthread_exit(NULL);

}



int main() {

    pthread_mutex_init(&lock1,NULL);
    pthread_mutex_init(&lock2,NULL);

    pthread_t t1,t2;

    pthread_create(&t1,NULL,resource1,NULL);
    pthread_create(&t2,NULL,resource2,NULL);

    pthread_join(t1,NULL);
    pthread_join(t2,NULL);

    return 0;

}

在上面的範例中,兩個 Task 都會嘗試 Lock 兩個互斥鎖,一個 Task 先上鎖 lock1 再上鎖 lock2,另一個則相反。當這兩個 Task 嘗試上獲得第二道鎖時,就會因為對方遲遲不交出資源而陷入 Deadlock 的狀況。

Deadlock 觸發條件

要讓程式進入死結,必須天時地利人和:

  • No preemption: 占用系統資源的一個任務無法被強制停止。
  • Hold and wait: 一個行程可以在等待時持有系統資源。
  • Mutual exclusion: 系統資源只能同時分配給一個行程,無法在多個行程共享。
  • Circular waiting: 多個行程互相持有其他行程所需要的資源。

要達成以上條件,程式才有可能進入 Deadlock,作業系統在做排程設計時也會將其考慮進去,做出應對機制,像是: 讓任務是可以被作業系統強制結束的。

Starvation

當一個 Process 遲遲無法獲得所需資源,進入長期等待,這種情況就可以稱為 Starvation (飢餓)。作業系統為了避免飢餓/死結發生,除了上面提到的可搶斷式排程,也添加了老化的機制,也就是: 當一個 Process 久久沒有執行完成,作業系統便會逐步調高它的優先權,增加該 Process 完成的速度。

對排程演算法感興趣的話,可以參考作業系統概念學習筆記 10 CPU 排程

Livelock

Livelock 不同於 Deadlock,Livelock 發生在彼此競爭但都願意讓步的情況,用生活上的例子就像是: 當我們走在行人道遇到對向的行人,兩個人都想讓路給對方卻又很剛好的站到同一邊,在電腦中,這樣看似有在執行卻毫無進展的情況就是 Livelock。

Reference


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