Синхронизирующие объекты ОС

Тупики

Приведенный выше пример позволяет также проиллюстрировать еще одну проблему синхронизации — взаимные блокировки, называемые также дедлоками (deadlocks), клинчами (clinch), или тупиками. Покажем, что если переставить местами операции Р(е) и Р(b) в потоке-писателе, то при некотором стечении обстоятельств эти два потока могут взаимно блокировать друг друга.

Итак, пусть поток-писатель начинает свою работу с проверки доступности критической секции — операции Р(b), и пусть он первым войдет в критическую секцию. Выполняя операцию Р(е), он может обнаружить отсутствие свободных буферов и перейти в состояние ожидания. Как уже было показано, из этого состояния его может вывести только поток-читатель, который возьмет очередную запись из буфера. Но поток-читатель не сможет этого сделать, так как для этого ему потребуется войти в критическую секцию, вход в которую заблокирован потоком-писателем. Таким образом, ни один из этих потоков не может завершить начатую работу и возникнет тупиковая ситуация, которая не может разрешиться без внешнего воздействия.

Тупиковые ситуации надо отличать от простых очередей, хотя те и другие возникают при совместном использовании ресурсов и внешне выглядят похоже: поток приостанавливается и ждет освобождения ресурса. Однако очередь - нормальное явление, признак высокого коэффициента использования ресурсов при случайном поступлении запросов. Очередь появляется тогда, когда ресурс недоступен в данный момент, но освободится через некоторое время и позволит потоку продолжить выполнение. Тупик является неразрешимой ситуацией. Необходимым условием возникновения тупика является потребность потока сразу в нескольких ресурсах.

Взаимно блокировать друг друга может большое число потоков.

Невозможность потоков завершить начатую работу из-за возникновения взаимных блокировок снижает производительность вычислительной системы. Проблеме предотвращения тупиков уделяется большое внимание.

Тупики могут быть предотвращены на стадии написания программ - программы должны быть написаны таким образом, чтобы тупик не мог возникнуть при любом соотношении взаимных скоростей потоков.

Существуют формальные, программно-реализованные методы распознавания тупиков, основанные на ведении таблиц распределения ресурсов и таблиц запросов к занятым ресурсам. Анализ этих таблиц позволяет обнаружить взаимные блокировки.

В тупиковой ситуации не обязательно снимать с выполнения все заблокированные потоки. Можно снять только часть из них, освободив ресурсы, ожидаемые остальными потоками, можно совершить «откат» некоторых потоков до так называемой контрольной точки, в которой запоминается вся информация, необходимая для восстановления выполнения программы с данного места. Контрольные точки расставляются в программе в тех местах, после которых возможно возникновение тупика.

Механизмы синхронизации, основанные на использовании глобальных переменных процесса, обладают существенным недостатком — они не подходят для синхронизации потоков разных процессов. В таких случаях операционная система должна предоставлять потокам системные объекты синхронизации, которые были бы видны для всех потоков, даже если они принадлежат разным процессам и работают в разных адресных пространствах.

Примерами таких синхронизирующих объектов ОС являются системные семафоры, мьютексы, события, таймеры и другие - их набор зависит от конкретной ОС, которая создает эти объекты по запросам процессов. Чтобы процессы могли разделять синхронизирующие объекты, используются разные методы. Некоторые ОС возвращают указатель на объект. Этот указатель может быть доступен всем родственным процессам, наследующим характеристики общего родительского процесса. В других ОС процессы в запросах на создание объектов синхронизации указывают имена, которые должны быть им присвоены. Эти имена используются разными процессами для манипуляций объектами синхронизации.

Кроме того, для синхронизации могут быть использованы такие «обычные» объекты ОС, как файлы, процессы и потоки. Все эти объекты могут находиться в двух состояниях: сигнальном и несигнальном — свободном. Для каждого объекта смысл, вкладываемый в понятие «сигнальное состояние», зависит от типа объекта. Так, например, поток переходит в сигнальное состояние тогда, когда он завершается. Процесс переходит в сигнальное состояние тогда, когда завершаются все его потоки. Файл переходит в сигнальное состояние в том случае, когда завершается операция ввода-вывода для этого файла. Для остальных объектов сигнальное состояние устанавливается в результате выполнения специальных системных вызовов. Приостановка и активизация потоков осуществляются в зависимости от состояния синхронизирующих объектов ОС.

Потоки с помощью специального системного вызова сообщают операционной системе о том, что они хотят синхронизировать свое выполнение с состоянием некоторого объекта. Будем далее называть этот системный вызов Wait(X), где Х — указатель на объект синхронизации. Системный вызов, с помощью которого поток может перевести объект синхронизации в сигнальное состояние, назовем Set(X).

Поток, выполнивший системный вызов Wait(X), переводится операционной системой в состояние ожидания до тех пор, пока объект Х не перейдет в сигнальное состояние. Примерами системных вызовов типа Wait() и Set() являются вызовы WaitForSingleObject() и SetEvent() в Windows NT, sleep() и wakeup() в UNIX.

Синхронизация тесно связана с планированием потоков. Во-первых, любое обращение потока с системным вызовом Wait(X) влечет за собой действия в подсистеме планирования — этот поток снимается с выполнения и помещается в очередь ожидающих потоков, а из очереди готовых потоков выбирается и активизируется новый поток. Во-вторых, при переходе объекта в сигнальное состояние, ожидающий этот объект поток (или потоки) переводится в очередь готовых к выполнению потоков. В обоих случаях осуществляется перепланирование потоков, при этом если в ОС предусмотрены изменяемые приоритеты и/или кванты времени, то они пересчитываются по правилам, принятым в этой операционной системе.

Мьютекс, как и семафор, обычно используется для управления доступом к данным, но освобождает из очереди ожидающих только один поток.

Работа мьютекса хорошо поясняется в терминах «владения». Пусть поток, который, пытаясь получить доступ к критическим данным, выполнил системный вызов Wait(X), где Х — указатель на мьютекс. Предположим, что мьютекс находится в сигнальном состоянии, в этом случае поток тут же становится его владельцем, устанавливая его в несигнальное состояние, и входит в критическую секцию. После того как поток выполнил работу с критическими данными, он «отдает» мьютекс, устанавливая его в сигнальное состояние. В этот момент мьютекс свободен и не принадлежит ни одному потоку. Если какой-либо поток ожидает его освобождения, то он становится следующим владельцем этого мьютекса, одновременно мьютекс переходит в несигнальное состояние.