Взаимодействие и синхронизация процессов и потоков
В мультипрограммных однопрограммных системах процессы чередуются, обеспечивая эффективное выполнение программ. В многопроцессорных системах возможно не только чередование, но и перекрытие процессов. Обе эти технологии, которые можно рассматривать как примеры параллельных вычислений, порождают одинаковые проблемы. Выполнение процессов и потоков в мультипрограммной среде всегда имеет асинхронный характер – невозможно предсказать относительную скорость выполнения процессов. Момент прерывания потоков, время нахождения их в очередях к разделяемым ресурсам, порядок выбора потоков для выполнения – все эти события являются результатом стечения многих обстоятельств и являются случайными, это справедливо как по отношению к потокам одного процесса, выполняющим общий программный код, так и по отношению к потокам разных процессов, каждый из которых выполняет собственную программу.
Способы взаимодействия процессов (потоков) можно классифицировать по степени осведомленности одного процесса о существовании другого [10].
- Процессы не осведомлены о наличии друг друга (например, процессы разных заданий одного или различных пользователей). Это независимые процессы, не предназначенные для совместной работы. Хотя эти процессы и не работают совместно, ОС должна решать вопросы конкурентного использования ресурсов. Например, два независимых приложения могут затребовать доступ к одному и тому же диску или принтеру. ОС должна регулировать такие обращения.
- Процессы косвенно осведомлены о наличии друг друга (например, процессы одного задания). Эти процессы не обязательно должны быть осведомлены о наличии друг друга с точностью до идентификатора процесса, однако они разделяют доступ к некоторому объекту, например, буферу ввода-вывода, файлу или БД. Такие процессы демонстрируют сотрудничество при разделении общего объекта.
- Процессы непосредственно осведомлены о наличии друг друга (например, процессы, работающие последовательно или поочередно в рамках одного задания). Такие процессы способны общаться один с другим с использованием идентификаторов процессов и изначально созданы для совместной работы. Эти процессы также демонстрируют сотрудничество при работе.
Таким образом, потенциальные проблемы, связанные с взаимодействием и синхронизацией процессов и потоков, могут быть представлены следующей таблицей.
| Степень осведомленности | Взаимосвязь | Влияние одного процесса на другой | Потенциальные проблемы |
| Процессы не осведомлены друг о друге | Конкуренция |
|
|
| Процессы косвенно осведомлены о наличии друг друга | Сотрудничество с использованием разделения |
|
|
| Процессы непосредственно осведомлены о наличии друг друга | Сотрудничество с использованием связи |
|
|
При необходимости использовать один и тот же ресурс параллельные процессы вступают в конфликт (конкурируют) друг с другом. Каждый из процессов не подозревает о наличии остальных и не повергается никакому воздействию с их стороны. Отсюда следует, что каждый процесс не должен изменять состояние любого ресурса, с которым он работает. Примерами таких ресурсов могут быть устройства ввода-вывода, память, процессорное время, часы.
Между конкурирующими процессами не происходит никакого обмена информацией. Однако выполнение одного процесса может повлиять на поведение конкурирующего процесса. Это может, например, выразиться в замедлении работы одного процесса, если ОС выделит ресурс другому процессу, поскольку первый процесс будит ждать завершения работы с этим ресурсом. В предельном случае блокированный процесс может никогда не получить доступ к нужному ресурсу и, следовательно, никогда не сможет завершиться.
В случае конкурирующих процессов (потоков) возможно возникновение трех проблем. Первая из них – необходимость взаимных исключений (mutual exclusion). Предположим, что два или большее количество процессов требуют доступ к одному неразделяемому ресурсу, как например принтер (рис. 5.12). О таком ресурсе будем говорить как о критическом ресурсе, а о части программы, которая его использует, – как о критическом разделе (critical section) программы. Крайне важно, чтобы в критической ситуации в любой момент могла находиться только одна программа. Например, во время печати файла требуется, чтобы отдельный процесс имел полный контроль над принтером, иначе на бумаге можно получить чередование строк двух файлов.
Рис. 5.12. Критическая секция
Осуществление взаимных исключений создает две дополнительные проблемы. Одна из них – взаимоблокировки (deadlock) или тупики. Рассмотрим, например, два процесса – P1 и P2, и два ресурса – R1 и R2. Предположим, что каждому процессу для выполнения части своих функций требуется доступ к общим ресурсам. Тогда возможно возникновение следующей ситуации: ОС выделяет ресурс R1 процессу Р2, а ресурс R2 – процессу Р1. В результате каждый процесс ожидает получения одного из двух ресурсов. При этом ни один из них не освобождает уже имеющийся ресурс, ожидая получения второго ресурса для выполнения функций, требующих наличие двух ресурсов. В результате процессы оказываются взаимно заблокированными.
Очень удобно моделировать условия возникновения тупиков, используя направленные графы [17] (предложено Holt, 1972). Графы имеют 2 вида узлов: процессы-кружочки и ресурсы-квадратики. Ребро, направленное от квадрата (ресурса) к кружку (процессу), означает, что ресурс был запрошен, получен и используется. В нашем примере это будет изображено так, как показано на рис. 5.13 а).
Ребро, направленное от процесса (кружка) к ресурсу (квадрату), означает, что процесс в данный момент заблокирован и находится в состоянии ожидания доступа к этому ресурсу. В нашем примере граф надо достроить, как показано на рис. 5.13 б) или в). Цикл в графе означает наличие взаимной блокировки процессов.
Существует еще одна проблема у конкурирующих процессов – голодание. Предположим, что имеется 3 процесса (Р1, Р2, Р3), каждому из которых периодически требуется доступ к ресурсам R. Представим ситуацию, в которой Р1 обладает ресурсом, а Р2 и Р3 приостановлены в ожидании освобождения ресурса R. После выхода Р1 из критического раздела доступ к ресурсу будет получен одним из процессов Р2 или Р3.
Рис. 5.13. Тупиковая ситуация
Пусть ОС предоставила доступ к ресурсу процессу Р3. Пока он работает с ресурсом, доступ к ресурсу вновь требуется процессу Р1. В результате по освобождении ресурса R процессом Р3 может оказаться, что ОС вновь предоставит доступ к ресурсу процессу Р1. Тем временем процессу Р3 вновь требуется доступ к ресурсу R. Таким образом, теоретически возможна ситуация, в которой процесс Р2 никогда не получит доступ к требуемому ему ресурсу, несмотря на то, что никакой взаимной блокировки в данном случае нет.
Рассмотрим случай сотрудничества с использованием разделения. Этот случай охватывает процессы (потоки), взаимодействующие с другими процессами (потоками), без наличия явной информации о них. Например, несколько потоков могут обращаться к разделяемым переменным (глобальным) или совместно используемым файлам или базам данных. Поскольку данные хранятся в ресурсах (устройствах памяти), в этом случае также возможны проблемы взаимоблокировок, взаимоисключения и голодания. Единственное отличие в том, что доступ к данным может осуществляться в двух режимах – чтения и записи, и взаимоисключающими должны быть только операции записи.
Однако в этом случае вносится новое требование синхронизации процессов для обеспечения согласованности данных.
Пусть имеются два процесса, представленные последовательностью неделимых (атомарных) операций:
P: a; b; c; и Q: d; e; f;
где a, b, c, d, e, f – атомарные операции.
При последовательном выполнении активностей мы получаем следующую последовательность атомарных действий:
PQ: a b c d e f
Что произойдет при исполнении этих процессов псевдопараллельно, в режиме разделения времени? Процессы могут расслоиться на неделимые операции с различным их чередованием, то есть может произойти то, что на английском языке принято называть словом interleaving. Возможные варианты чередования:
а b c d e f
a b d c e f
a b d e c f
a b d e f c
a d b c e f
......
d e f a b c
В данном случае атомарные операции активностей могут чередоваться всевозможными способами с сохранением своего порядка расположения внутри процессов. Так как псевдопараллельное выполнение двух процессов приводит к чередованию их неделимых операций, результат псевдопараллельного выполнения может отличаться от результата последовательного выполнения. Пусть есть два процесса P и Q, состоящие из двух атомарных операций:
P: x=2; y=x-1; Q: x=3; y=x+1
Что мы получим в результате их псевдопараллельного выполнения, если переменные x и y являются общими для процессов? Легко видеть, что возможны четыре разных набора значений для пары (x, y): (3, 4), (2, 1), (2, 3) и (3, 2). Будем говорить, что набор процессов детерминирован, если всякий раз при псевдопараллельном исполнении для одного и того же набора входных данных он дает одинаковые выходные данные. В противном случае он недетерминирован. Выше приведен пример недетерминированного набора программ. Понятно, что детерминированный набор активностей можно безбоязненно выполнять в режиме разделения времени. Для недетерминированного набора такое исполнение нежелательно.
Можно ли до получения результатов, заранее, определить, является ли набор активностей детерминированным или нет? Для этого существуют достаточные условия Бернстайна [17]. Изложим их применительно к программам с разделяемыми переменными.
Введем наборы входных и выходных переменных программы. Для каждой атомарной операции наборы входных и выходных переменных – это наборы переменных, которые атомарная операция считывает и записывает. Набор входных переменных программы R(P) (R от слова read) суть объединение наборов входных переменных для всех ее неделимых действий. Аналогично, набор выходных переменных программы W(P) (W от слова write) суть объединение наборов выходных переменных для всех ее неделимых действий. Например, для программы
P: x = u + v; y = x * w;
получаем R(P) = {u, v, x, w}, W(P) = {x, y}. Заметим, что переменная x присутствует как в R(P), так и в W(P).
Теперь сформулируем условия Бернстайна.
Если для двух данных процессов P и Q:
- пересечение W(P) и W(Q) пусто,
- пересечение W(P) с R(Q) пусто,
- пересечение R(P) и W(Q) пусто,
тогда выполнение P и Q детерминировано.
Если эти условия не соблюдены, возможно, что параллельное выполнение P и Q детерминировано, но возможно, что и нет. Случай двух процессов естественным образом обобщается на их большее количество.
Условия Бернстайна информативны, но слишком жестки. По сути дела, они требуют практически невзаимодействующих процессов. Однако хотелось бы, чтобы детерминированный набор образовывал процессы, совместно использующие информацию и обменивающиеся ею. Для этого нам необходимо ограничить число возможных чередований атомарных операций, исключив некоторые чередования с помощью механизмов синхронизации выполнения программ и обеспечив тем самым упорядоченный доступ программ к некоторым данным.
Про недетерминированный набор программ говорят, что он имеет race condition (состояние гонки, состояние состязания). В приведенном выше примере процессы состязаются за вычисление значений переменных x и y.
Задачу упорядоченного доступа к разделяемым данным (устранение race condition), в том случае, если нам не важна его очередность, можно решить, если обеспечить каждому процессу эксклюзивное право доступа к этим данным. Каждый процесс, обращающийся к разделяемым ресурсам, исключает для всех других процессов возможность одновременного с ним общения с этими ресурсами, если это может привести к недетерминированному поведению набора процессов. Такой прием называется взаимоисключением (mutual exclusion). Если очередность доступа к разделяемым ресурсам важна для получения правильных результатов, то одними взаимоисключениями уже не обойтись.
При сотрудничестве с использованием связи различные процессы принимают участие в общей работе, которая их объединяет. Связь обеспечивает возможность синхронизации, или координации, различных действий процессов. Обычно можно считать, что связь состоит из сообщений определенного вида. Примитивы для отправки и получения сообщений могут быть предоставлены языком программирования или ядром операционной системы.
Поскольку в процессе передачи сообщений не происходит какого-либо совместного использования ресурсов, взаимоисключения не требуется, хотя проблемы взаимоблокировок и голодания остаются актуальными. В качестве примера взаимоблокировки можно привести ситуацию, при которой каждый из двух процессов заблокирован ожиданием сообщения от другого процесса. Голодание можно проиллюстрировать следующим образом. Пусть есть три процесса Р1, Р2, Р3, а те, в свою очередь, пытаются связаться с процессом Р1. Может возникнуть ситуация, когда Р1 и Р2 постоянно связываются друг с другом, а Р3 остается заблокированным, ожидая связи с процессом Р1.