Переменные условия
Пусть имеется некоторый предикат (условие), зависящий от значений переменных, разделяемых несколькими потоками управления. Совместное использование мьютексов, переменных условия и обслуживающих их функций позволяет организовать экономное ожидание состояния истинности этого предиката.
Общая схема применения переменных условия выглядит следующим образом. С разделяемыми переменными, фигурирующими в предикате, ассоциируется мьютекс, который необходимо захватить перед началом проверок. Затем поток управления входит в цикл вида
while (! предикат) { Ожидание на переменной условия с освобождением мьютекса. После успешного завершения ожидания поток вновь оказывается владельцем мьютекса. }
После нормального выхода из цикла проверяемое условие истинно; можно выполнить требуемые действия и освободить мьютекс.
Разблокирование потоков управления, ожидающих на переменной условия, должен обеспечить другой поток, изменивший значения разделяемых переменных и отправивший ждущим соответствующее уведомление. Вообще говоря, не гарантируется, что в момент разблокирования проверяемое условие истинно, поэтому ожидание и следует обертывать в цикл, делая его потенциально многократным.
По логике применения переменные условия напоминают семафоры: одни потоки ждут их перехода в некоторое состояние, другие своими действиями должны этот переход обеспечить и, тем самым, разблокировать ждущих. Есть, однако, и принципиальное отличие. Содержательный предикат, истинность которого является целью ожидания, ассоциируется с семафором неявно и дополнительно не проверяется; считается, что прекращение ожидания само по себе является свидетельством истинности. Это значит, что ответственность за корректность синхронизирующих действий разделяется между оперирующими с семафором потоками управления со всеми вытекающими отсюда последствиями. Для переменных условия прекращение ожидания гарантий истинности предиката не дает, его приходится в явном виде записывать в заголовке цикла, что делает программу устойчивее и упрощает анализ ее корректности.
Отметим также, что все действия с разделяемыми переменными, которые производятся при поддержке переменных условия, осуществляются при захваченном мьютексе и, тем самым, оказываются потоково-безопасными. Если же попытаться дополнить содержательными проверками операции с семафорами, о синхронизации доступа к разделяемым переменным придется позаботиться отдельно.
Переходя к описанию функций, предлагаемых стандартом POSIX-2001 для обслуживания переменных условия, укажем, что их можно разделить на следующие группы:
- инициализация и разрушение переменных условия: pthread_cond_init(), pthread_cond_destroy() (см. листинг 2.12);
#include <pthread.h>
int pthread_cond_init ( pthread_cond_t *restrict cond, const pthread_condattr_t *restrict attr);
int pthread_cond_destroy ( pthread_cond_t *cond);
pthread_cond_t cond = PTHREAD_COND_INITIALIZER;
Листинг 2.12. Описание функций инициализации и разрушения переменных условия. (html, txt)
- блокирование (ожидание) на переменной условия: pthread_cond_wait(), pthread_cond_timedwait() (см. листинг 2.13);
#include <pthread.h>
int pthread_cond_wait ( pthread_cond_t *restrict cond, pthread_mutex_t *restrict mutex);
int pthread_cond_timedwait ( pthread_cond_t *restrict cond, pthread_mutex_t *restrict mutex, struct timespec *restrict abstime);
Листинг 2.13. Описание функций блокирования на переменной условия. (html, txt)
- разблокирование (прекращение ожидания) потоков управления, блокированных на переменной условия: pthread_cond_broadcast(), pthread_cond_signal() (см. листинг 2.14);
#include <pthread.h>
int pthread_cond_broadcast ( pthread_cond_t *cond);
int pthread_cond_signal ( pthread_cond_t *cond);
Листинг 2.14. Описание функций разблокирования потоков управления, блокированных на переменной условия. (html, txt)
- инициализация и разрушение атрибутных объектов переменных условия: pthread_condattr_init(), pthread_condattr_destroy() (см. листинг 2.15);
#include <pthread.h>
int pthread_condattr_init ( pthread_condattr_t *attr);
int pthread_condattr_destroy ( pthread_condattr_t *attr);
Листинг 2.15. Описание функций инициализации и разрушения атрибутных объектов переменных условия. (html, txt)
- опрос и установка атрибутов переменных условия в атрибутных объектах: признака использования несколькими процессами (обслуживается функциями pthread_condattr_getpshared(), pthread_condattr_setpshared()) и идентификатора часов реального времени, используемых для ограничения ожидания на переменной условия (функции pthread_condattr_getclock(), pthread_condattr_setclock()) (см. листинг 2.16).
#include <pthread.h>
int pthread_condattr_getpshared ( const pthread_condattr_t *restrict attr, int *restrict pshared);
int pthread_condattr_setpshared ( pthread_condattr_t *attr, int pshared);
int pthread_condattr_getclock ( const pthread_condattr_t *restrict attr, clockid_t *restrict clock_id);
int pthread_condattr_setclock ( pthread_condattr_t *attr, clockid_t clock_id);
Листинг 2.16. Описание функций опроса и установки атрибутов переменных условия в атрибутных объектах. (html, txt)
Для функции pthread_cond_timedwait() к приведенному перечню добавляется еще и срабатывание контроля по времени. Отметим, впрочем, что и в этом случае мьютекс передается во владение вызывающему потоку управления, а предикат может оказаться истинным (пока срабатывал контроль по времени, другой поток изменил значения разделяемых переменных).
По целому ряду причин контроль по времени целесообразно оформлять с помощью абсолютных, а не относительных значений. Вероятно, главная из них состоит в том, что целью является не успешный возврат из функции pthread_cond_timedwait(), а истинность предиката, то есть завершение цикла, показанного на листинге 2.17.
rc = 0; while (! predicate && rc == 0) { rc = pthread_cond_timedwait ( &cond, &mutex, &ts); }
Листинг 2.17. Типичный цикл ожидания на переменной условия с контролем по времени.
Если бы аргумент ts задавался как интервал, его пришлось бы перевычислять в цикле; кроме того, контроль по времени оказался бы смазанным непредсказуемыми задержками в выполнении потока управления.
Ожидание на переменной условия является точкой терминирования потока управления. Перед вызовом первого обработчика завершения поток вновь становится владельцем мьютекса, как если бы ожидание завершилось обычным образом, но вместо возврата из функции началось выполнение действий по терминированию, причем в том же состоянии, в каком выполняется код в окрестности обращения к функции. Это делает безопасным доступ обработчиков завершения к разделяемым переменным и вообще упрощает их написание, что способствует уменьшению числа возможных ошибок.
Функция pthread_cond_broadcast() разблокирует все потоки управления, ждущие на переменной условия (это полезно, например, когда писатель уступает место читателям), а функция pthread_cond_signal() (не генерирующая, вопреки названию, никаких сигналов) – по крайней мере один из них (если таковые вообще имеются). Порядок разблокирования определяется политикой планирования; борьба за владение мьютексом, заданным в начале ожидания, протекает так же, как и при одновременном вызове pthread_mutex_lock (mutex).
Вообще говоря, поток управления, вызвавший pthread_cond_broadcast() или pthread_cond_signal(), не обязан быть владельцем упомянутого мьютекса; тем не менее, если требуется предсказуемость решений планировщика, это условие должно быть выполнено.
Реализация должна гарантировать, что поток управления, ожидавший на переменной условия и разблокированный в результате получения заказа на терминирование, не "потребит" разрешение на разблокирование, сгенерированное функцией pthread_cond_signal(), если имеются другие потоки, ожидающие на той же переменной условия. Без подобной гарантии конкуренция между терминированием и разблокированием может завершиться тупиковой ситуацией.
Не рекомендуется вызывать pthread_cond_signal() (а также освобождать мьютексы) в (асинхронно выполняемых) функциях обработки сигналов.
В качестве примера использования переменных условия и мьютексов приведем прямолинейное, но вполне практичное многопотоковое решение задачи об обедающих философах (см. листинг 2.18).
/* * * * * * * * * * * * * * * * * */ /* Многопотоковый вариант обеда */ /* философов с использованием */ /* мьютексов и переменных условия */ /* * * * * * * * * * * * * * * * * */
#include <unistd.h> #include <stdlib.h> #include <stdio.h> #include <pthread.h> #include <errno.h>
/* Число обедающих философов */ #define QPH 5
/* Время (в секундах) на обед */ #define FO 15
/* Длительность еды */ #define ernd (rand () % 3 + 1)
/* Длительность разговора */ #define trnd (rand () % 5 + 1)
/* Состояние вилок */ static int fork_busy [QPH] = {0, };
/* Синхронизирующая переменная условия */ static pthread_cond_t forks_cond = PTHREAD_COND_INITIALIZER;
/* Синхронизирующий мьютекс */ static pthread_mutex_t forks_mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
/* * * * * * * * * * * * * * * * * * */ /* Стартовая функция потока-философа. */ /* Аргумент – номер философа */ /* * * * * * * * * * * * * * * * * * */ void *start_phil (void *no) { /* Время до конца обеда */ int fo; /* Время очередного отрезка */ /* еды или беседы */ int t;
fo = FO; while (fo > 0) { /* Обед */
/* Философ говорит */ printf ("Философ %d беседует\n", (int) no); t = trnd; sleep (t); fo -= t;
/* Пытается взять вилки */ (void) pthread_mutex_lock ( &forks_mutex); while (fork_busy [(int) no – 1] || fork_busy [(int) no % QPH] ) { (void) pthread_cond_wait ( &forks_cond, &forks_mutex); } fork_busy [(int) no – 1] = fork_busy [(int) no % QPH] = 1; (void) pthread_mutex_unlock ( &forks_mutex);
/* Ест */ printf ("Философ %d ест\n", (int) no); t = ernd; sleep (t); fo -= t;
/* Отдает вилки */ (void) pthread_mutex_lock ( &forks_mutex); fork_busy [(int) no – 1] = fork_busy [(int) no % QPH] = 0; (void) pthread_cond_broadcast (&forks_cond); (void) pthread_mutex_unlock (&forks_mutex); } /* while */
printf ("Философ %d закончил обед\n", (int) no); return (NULL); }
/* * * * * * * * * * * * * * * */ /* Создание потоков-философов */ /* и ожидание их завершения */ /* * * * * * * * * * * * * * * */ int main (void) { /* Массив идентификаторов */ /* потоков-философов */ pthread_t pt_id [QPH]; /* Номер философа */ int no; /* Атрибутный объект для */ /* создания потоков */ pthread_attr_t attr_obj;
if ((errno = pthread_attr_init( &attr_obj)) != 0) { perror ("PTHREAD_ATTR_INIT"); return (errno); }
/* В очередь, господа */ /* философы, в очередь! */ if ((errno = pthread_attr_setschedpolicy( &attr_obj, SCHED_FIFO)) != 0) { perror ( "PTHREAD_ATTR_SETSCHEDPOLICY"); return (errno); }
/* Все – к столу */ for (no = 1; no <= QPH; no++) { if ((errno = pthread_create ( &pt_id [no – 1], &attr_obj, start_phil, (void *) no)) != 0) { perror ( "PTHREAD_CREATE"); return (no); } }
/* Ожидание завершения обеда */ for (no = 1; no <= QPH; no++) { (void) pthread_join ( pt_id [no – 1], NULL); }
return 0; }
Листинг 2.18. Пример многопотоковой реализации обеда философов с использованием мьютексов и переменных условия.
Результаты работы этой программы могут выглядеть так, как показано на листинге 2.19.
Философ 1 беседует Философ 2 беседует Философ 3 беседует Философ 4 беседует Философ 5 беседует Философ 4 ест Философ 2 ест Философ 4 беседует Философ 5 ест Философ 2 беседует Философ 3 ест Философ 5 беседует Философ 1 ест Философ 3 беседует Философ 4 ест Философ 1 беседует Философ 2 ест Философ 2 беседует Философ 1 ест Философ 4 беседует Философ 3 ест Философ 1 беседует Философ 5 ест Философ 5 беседует Философ 3 беседует Философ 4 ест Философ 2 ест Философ 4 беседует Философ 2 беседует Философ 1 ест Философ 3 ест Философ 1 закончил обед Философ 5 ест Философ 3 закончил обед Философ 2 ест Философ 5 закончил обед Философ 4 ест Философ 2 закончил обед Философ 4 закончил обед
Листинг 2.19. Возможные результаты работы многопотоковой программы, моделирующей обед философов с использованием мьютексов и переменных условия.
Несмотря на то, что в приведенной программе используется глобальный (общий для всех философов и вилок) мьютекс, это не приведет к лишним задержкам, так как мьютекс служит не для захвата вилок, а лишь для проверки и изменения их состояния. Практически всегда он будет свободен.
В употреблении глобальной (в том же смысле, что и мьютекс) переменной условия и всеобщем разблокировании ждущих (посредством вызова pthread_cond_broadcast()) при освобождении любой пары вилок также нет ничего плохого. Ресурсов это практически не отнимает, а пока до разбуженного философа дойдет очередь, нужные ему вилки на самом деле могут оказаться свободными, даже если ожидание на переменной условия было прервано не из-за них. В то же время, кажущееся предпочтительным создание соответствующего числа переменных условия и избирательное разблокирование соседей насытившегося философа двумя вызовами pthread_cond_signal() на самом деле не позволяет гарантировать отсутствие ложных пробуждений, так как из-за нюансов планирования нужную вилку могут выхватить буквально из-под носа (или из-под руки).
Обратим внимание на то, что цикл, в который заключено ожидание на переменной условия, в данном случае использован для захвата нескольких ресурсов.Это напоминает описанные в курсе [1] групповые операции с семафорами, если иметь в виду цикл в целом и отвлечься от ложных разблокирований.
Разумеется, приведенное решение задачи об обедающих философах является нечестным, поскольку во время ожидания на переменной условия, которое длится неопределенно долго, философ "отключается", он не беседует и не ест, что, по условию задачи, запрещено (этим недостатком страдает и программа из курса [1], основанная на групповых операциях с семафорами). Однако как иллюстрация типичных способов работы с мьютексами и переменными условия данная программа имеет право на существование.
