操作系统 Concurrency 并发

1. 线程和进程的区别

名称	执行点	地址空间	状态保存位置
进程 process	一个进程有多个线程，多个执行点	一个进程一个地址空间	Process Control Block 进程控制块
线程 thread	一个执行点	多个线程共享一个地址空间	Thread Control Block 线程控制块

2. Concurrency 并发

• critcal section 临界区：访问共享资源的一段代码；
• Race condition 竞态条件：多个执行线程大致同时进入临界区时，都试图更新共享资源；
• Indeterminate 不确定性：出现由一个或多个竞态条件组成，出现的输出因运行而异；
• Mutual exclusion 互斥：互斥原语，可以保证只有一个线程进入临界区，避免出现竞态；
  
  
  
  
  
  
  
  

3. Lock 锁

    一个朴素的锁代码示例如下，是不安全的，所以需要硬件的支持；

typedef struct lock_t { int flag; } lock_t;

void init(lock_t *mutex) {
	// 0 -> lock is available, 1 -> held
	mutex->flag = 0;
}

//这里的lock方法时不安全的，因为多个线程可能同时执行while条件判断，都是false，所以这个lock时不安全的
void lock(lock_t *mutex) {
	while (mutex->flag == 1) // TEST the flag
		; // spin-wait (do nothing)
	mutex->flag = 1; // now SET it!
}

void unlock(lock_t *mutex) {
	mutex->flag = 0;
}

3.1 test-and-set instruction

    TestAndSet逻辑如下：

//该指令是硬件提供的，执行过程时原子的
int TestAndSet(int *old_ptr, int new) {
	int old = *old_ptr; // fetch old value at old_ptr
	*old_ptr = new; // store 'new' into old_ptr
	return old; // return the old value
}

通过该指令实现lock如下：

typedef struct lock_t {
	int flag;
} lock_t;

void init(lock_t *lock) {
	// 0 indicates that lock is available, 1 that it is held
	lock->flag = 0;
}

void lock(lock_t *lock) {
        //当flag为0时上锁成功，为1时，说明锁已经被占用，自旋等待
	while (TestAndSet(&lock->flag, 1) == 1)
	; // spin-wait (do nothing)
}

void unlock(lock_t *lock) {
	lock->flag = 0;
}

3.2 compare-and-exchange instruction

    和compare-and-set instruction相比多了expected参数，即old value和expected相等才会更新；其他没有区别，所以只需要对lock()函数轻微修改即可；

int CompareAndSwap(int *ptr, int expected, int new) {
	int actual = *ptr;
	if (actual == expected)
		*ptr = new;
	return actual;
}

void lock(lock_t *lock) {
	while (CompareAndSwap(&lock->flag, 0, 1) == 1)
		; // spin
}

3.3 load-linked and store conditioinal instruction

    load-linked指令用于加载指定地址的值到register中，store-conditional用来判断加载后，内存中的值是否有被修改过，没有就修改并返回1，有就直接返回0

//将值从内存中加载到寄存器中
int LoadLinked(int *ptr) {
	return *ptr;
}

int StoreConditional(int *ptr, int value) {
        //判断加载到寄存器后，内存中该值是否有被修改过
	if (no one has updated *ptr since the LoadLinked to this address) {
		*ptr = value;
		return 1; // success!
	} else {
		return 0; // failed to update
	}
}

    其对应的加锁解锁代码如下：

void lock(lock_t *lock) {
	while (1) {
                //当flag为1时，说明已经被其他线程占用
		while (LoadLinked(&lock->flag) == 1)
			; // spin until it's zero
                //校验是否有被修改，并修改
		if (StoreConditional(&lock->flag, 1) == 1)
			return; // if set-it-to-1 was a success: all done
					// otherwise: try it all over again
	}
}

void unlock(lock_t *lock) {
	lock->flag = 0;
}

3.4 fetch-and-add instruction

    获取并增加指令，能原子地返回该地址的旧值，并让该值自增一；

int FetchAndAdd(int *ptr) {
	int old = *ptr;
	*ptr = old + 1;
	return old;
}

    基于该指令的lock代码有些特殊，通过两个变量，每个线程加载自己的ticket，通过判断turn变量是否是自己的ticket来判断，当前自生是否可以运行；

typedef struct lock_t {
	int ticket;
	int turn;
} lock_t;

void lock_init(lock_t *lock) {
	lock->ticket = 0;
	lock->turn = 0;
}



void lock(lock_t *lock) {
        //每个线程线性获取自己唯一ticket即myturn
	int myturn = FetchAndAdd(&lock->ticket);
        //只有myturn和lock.turn相等时才会跳出自旋
	while (lock->turn != myturn)
		; // spin
}

void unlock(lock_t *lock) {
        //执行完毕后，递增lock.turn，让下一个线程执行
	FetchAndAdd(&lock->turn);
}

    可以看出基于ticket的lock，每个线程首先都会拿到自己的ticket，然后根据ticket的先后顺序执行，所以是一个 **公平锁**

4. Using Queues: Sleeping Instead Of Spinning 用队列，来实现休眠替代自旋

    前面的几个lock都是通过spinning 自旋来暂停线程，虽然可以在自旋中添加yield()来让出CPU，但是每次自旋还是会占用CPU周期，造成浪费，而且也无法避免因为CPU进行线程调度出现线程饿死的情况；
    为了解决这一点，必须显式地控制锁的释放，谁能抢到锁。
    Solaris系统提供两个调用，park()能够让调用线程自身休眠，unpark(threadID)则会唤醒threadID标识的线程。通过queue以及这两个指令来实现：

typedef struct lock_t {
	int flag;//是否有线程占用锁的标记
	int guard;//是否有线程在执行lock() unlock()函数的标记
	queue_t *q;//线程队列
} lock_t;

void lock_init(lock_t *m) {
	m->flag = 0;
	m->guard = 0;
	queue_init(m->q);
}

void lock(lock_t *m) {
        //这里的自旋是为了保证同一时间只有一个线程执行lock()和unlock()方法，所以lock() unlock()方法结束时都会将guard置为0
        //因为这里lock()和unlock()函数都会执行很快，所以自旋不会消耗很多CPU周期
	while (TestAndSet(&m->guard, 1) == 1)
		; //acquire guard lock by spinning
	if (m->flag == 0) {
                //flag为0 锁是空闲的
		m->flag = 1; // lock is acquired
		m->guard = 0;
	} else {
                //锁已经被别的线程占用了，将当前线程id加入队列，并休眠当前线程
		queue_add(m->q, gettid());
		m->guard = 0;
		park();
	}
}

void unlock(lock_t *m) {
	while (TestAndSet(&m->guard, 1) == 1)
		; //acquire guard lock by spinning
	if (queue_empty(m->q))
		m->flag = 0; // let go of lock; no one wants it
	else
                //如果有别的线程还在排队，那么直接激活队首的线程，flag没必要置为0
		unpark(queue_remove(m->q)); // hold lock (for next thread!)
	m->guard = 0;
}

    只是这里的lock()有一点小问题

                queue_add(m->q, gettid());
		m->guard = 0;
		park();

    在 m->guard = 0; 之后，可能cpu被调度到另一个线程执行unlock()函数，结果执行unpark发现并没有休眠线程，这被称为唤醒/等待竞争（wakeup/waiting race）；

    Solaris系统额外提供setpark()调用来解决这个问题，setpark()申明线程自身马上要park，如果刚好另一个线程被调度，并执行了unpark，那么后续的park调用会直接返回，而不是一直睡眠；所以lock()代码可以做如下修改;

                queue_add(m->q, gettid());
                setpark(); // new code
		m->guard = 0;
		park();

    Linux提供的futex，也类似Solaris的接口，但提供了更多的内核功能。具体来说每个futex都关联一个特定的物理内存位置，也有一个事先建好的内核队列。调用者通过futex调用来睡眠或者唤醒；

    Linux 采用的是一种古老的锁方案，two-phase lock 两阶段锁，第一阶段会先自旋一段时间，如果第一阶段没有获取到锁，第二阶段会让线程睡眠，直到锁可用。