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信号量同步线程

2020-07-05 14:16:14 星期日  阅读：1708

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 多线程并发编程共享变量是十分方便的，但是它们也引入了同步错误（synchronization error）的可能性。考虑到下面的程序badcnt.c，它创建了两个线程，每个线程都对共享计数变量cnt加1。 `一个同步错误的计数器程序` ``` /* WARNING: This code is buggy! */ #include "csapp.h" void *thread(void *vargp); /* Thread routine prototype */ /* Global shared variable */ volatile long cnt = 0; /* Counter */ int main(int argc, char **argv) { long niters; pthread_t tid1, tid2; /* Check input argument */ if (argc != 2) { printf("usage: %s <niters> ", argv[0]); exit(0); } niters = atoi(argv[1]); /* Create threads and wait for them to finish */ Pthread_create(&tid1, NULL, thread, &niters); Pthread_create(&tid2, NULL, thread, &niters); Pthread_join(tid1, NULL); Pthread_join(tid2, NULL)； /* Check result */ if (cnt != (2 * niters)) printf("BOOM! cnt=%ld ", cnt); else printf("OK cnt=%ld ", cnt); exit(0); } /* Thread routine */ void *thread(void *vargp) { long i, niters = *((long *)vargp); for (i = 0; i < niters; i++) cnt ++; return NULL; } ``` 因为每个线程都对计数器增加了niters次，我们预计它的最终值是2 * niters。这看上去简单而且直接。然而，当在Linux系统上运行badcnt.c时，我们不仅得到错误的答案，而且每次都得到的答案都不相同！ ``` linux> ./badcnt.c 1000000 BOOM! cnt=1445085 linux> ./badcnt.c 1000000 BOOM! cnt=1915220 linux> ./badcnt.c 1000000 BOOM! cnt=1404746 ``` 那么哪里出错了呢？为了清晰地理解这个问题，我们需要研究计数器循环（第40至41行）的汇编代码。我们发现，将线程i的循环代码分解成五个部分是很有帮助的。 ``` Hi：在循环头部的指令块； Li：加载共享变量cnt到累加寄存器%rdx的指令，这里%rdx表示线程i中的寄存器%rdx的值； Ui：更新（增加）%rdxi的指令； Si：将%rdxi的更新值存回到共享变量cnt的指令； Ti：循环尾部的指令块。 ``` 注意头部和尾部只操作本地栈变量。而Li/Ui/Si操作共享计数器变量的内容。 当badcnt.c中的两个对等线程在一个单处理器上并发运行时，机器指令以某种顺序一个接一个地完成。因此，每个并发执行定义了两个线程中的指令的某种全序（或者交叉）。不幸的是，这些顺序中的一些将会产生正确的结果，但是其他的则不会。 这里有个关键点：一般而言，你没有办法预测操作系统是否将为你的线程选择了一个正确的顺序。例如，图12-18a展示了一个正确的指令顺序的分步操作。每个线程跟新了共享变量cnt之后，它在内存中的值就是2，这正是期望的值。 ####信号量 Edsger Dijkstra，并发编程领域的先锋人物，提出了一种经典的解决同步不同执行线程问题的解决方法，这种方法是基于一种叫做信号量（semaphore）的特殊类型变量的。信号量s是具有非负整数值的全局变量，只能由两种操作来处理，这两种操作分别为P和V： `P(s)`：如果s是非零的，那么P将s减少1，并理解返回。如果s为零，那么就挂起这个线程，直到s变为非零，而一个V操作会重启这个线程在重启之后，P操作将s减1，并将控制返回给调用者。 `V(s)`：V操作将s加1。如果有任何线程阻塞在P操作等待s变成非零。那么V操作会重启这些线程中的一个，然后将该线程减1，完成它的P操作。 旁注：P和V名字的起源： Edsger Dijkstra出生于荷兰，名字P和V来源于荷兰语单词Proberen(测试)和Verhogen(增加). P中的测试和减1操作是不可分割的，也就是说，一旦预测信号量s变为非零，就会将s减1，不能有中断。V中的加1操作也是不可分割的，也就是加载、加1和存储信号量的过程没有中断。注意，V的定义中没有定义等待线程被重启动的顺序。唯一的要求是V必须只能重启一个正在等待的线程。因此，当有多个线程在等待同一个信号量时，你不能预测V操作要重启哪一个线程。 `P和V的定义确保了一个正在运行的程序绝不可能进入这样一种状态，也就是一个正确初始化了的信号量有一个负值。这个属性称为信号量不变性`。为控制并发程序的轨迹线提供了强有力的工具。 Posix标准定义了许多操作信号。 ``` #include <semaphore.h> int sem_init(sem_t *sem, 0, unsigned int value); int sem_wait(sem_t, *s); /* P(s) */ int sem_post(sem_t, *s); /* V(s) */ // 返回：若成功则为0，若失败则为-1 ``` sem_init函数将信号量sem初始化为value。每个信号量在使用前必须初始化。针对我们的目的，中间的参数总是零。程序分别通过调用sem_wait和sem_post函数来执行P和V操作。为了简明，我们更喜欢使用下面的这些等价的P和V的包装函数： ``` #include "csapp.h" void P(sem_t *s); /* Wrapper function for sem_wait */ void V(sem_t *s); /* Wrapper function for sem_post */ // 返回：无 ``` ####使用信号量来实现互斥 信号量提供了一种很方便的方法来确保对共享变量的互斥访问。基本思想是将`每个共享变量（或者一组相关的共享变量）与一个信号量s（初始为1）联系起来，然后用P(s)和V(s)操作将相应的临界区包围起来`。 以这种方式来保护共享变量的信号量叫做二元信号量（binary semaphore），因为它的值总是0或者1。以提供互斥为目的二元信号量常常也称为`互斥锁（mutex`）。在一个互斥锁上执行P操作称为堆互斥锁加锁。类似地，执行V操作称为对互斥锁解锁。对一个互斥锁加了锁但是还没有解锁的线程称为占用这个互斥锁。一个被用作一组可用资源的计数器信号量被称为计数信号量。 因为禁止区完全包括了不安全区，所以没有实际可行的轨迹线能够接触不安全的任何部分。因此，每条实际可执行的轨迹线都是安全的，而且不管运行时指令顺序是怎样的，程序都会正确地增加计数器值。 从可操作的意义上来说，由P和V操作创建的禁止区使得在任何时间点上，在被包围的临界区中，不可能有多个线程在执行指令。换句话说，信号量操作确保了对临界区的互斥访问。 总的来说，为了用信号量正确同步本节最开始的示例程序badcnt.c中的计数器示例，我们首先声明一个信号量mutex： ``` volatile long cnt = 0; /* Counter */ sem_t mutex; /* Semaphore that protects counter */ ``` 然后在主例程中将mutex初始化为1： ``` Sem_init(&mutex, 0, 1); /* mutex = 1 */ ``` 最后，我们通过把在线程例程中对共享变量cnt的更新包围P和V操作，从而保护它们： ``` for (i = 0; i < niters; i++) { P(&mutex); cnt ++; V(&mutex); } ``` 当我们运行这个正确同步的程序时，现在它每次都能产生正确的结果了。 ``` linux> ./goodcnt 1000000 OK cnt=2000000 linux> ./goodcnt 1000000 OK cnt=2000000 ``` ####进度图的局限性 进度图给了我们一种较好的方法，将在单处理器上的并发程序执行可视化，也帮助我们理解为什么需要同步。然而，它们确实也有局限性。特别是对于在多处理器上的并发执行，在多处理器上一组CPU、高速缓存对共享同一个主存。`多处理器的工作方式是进度图不能解释的`。特别是，一个多处理器内存系统可以处于一种状态，不对应与进度图中任何轨迹线。不管如何，结论总是一样的：`无论是在单处理器还是多处理器上运行程序，都要同步你对共享变量的访问。`