Читать онлайн «QNX/UNIX: Анатомия параллелизма». Страница 50

# nice -n-19 sy10 500 .2

evaluation time: 1.2296 sec.

# nice -n-19 sy11 500 .2

evaluation time: 1.24973 sec.

# nice -n-19 sy12 500 .2

evaluation time: 0.440904 sec.

При «жесткой» блокировке мы не получаем никакого выигрыша за счет параллельного выполнения запросов к данным, а при использовании блокировки чтения/записи — 3-кратный выигрыш. Проделаем то же самое, но в условиях гораздо меньшей интенсивности обновления данных относительно общего потока запросов:

# nice -n-19 sy10 500 .02

evaluation time 0.989699 sec.

# nice -n-19 sy11 500 .02

evaluation time 0.98391 sec.

# nice -n-19 sy12 500 .02

evaluation time 0.0863443 sec.

Выигрыш становится более чем 10-кратным.

Показанные примеры (sy10.cc, sy11.cc, sy12.cc) в высшей степени условны: картина происходящего будет существенно другой при замене пассивного ожидания (delay()) на активные процессорные операции над данными, но общие тенденции сохраняются.

Спинлок, или «крутящаяся» блокировка, предназначен исключительно для применения в системах SMP (Symmetrical Multi-Processing), то есть в многопроцессорных системах. Поведение спинлока практически идентично классическому мьютексу, за единственным исключением — ожидающий поток не блокируется и не вытесняется. Не забывайте, речь идет о многопроцессорной системе! Основным назначением спинлока является задержка выполнения обработчиков прерываний, и предназначены они для исключения временных потерь, связанных с переключением контекстов.

Функции работы с «крутящейся» блокировкой объявлены в заголовочном файле <рthread.h>. Самих функций немного, и они имеют минимальные возможности по настройке. Спинлок не поддерживает тайм-ауты. Появление этого элемента синхронизации в QNX Neutrino связано с требованиями стандарта POSIX 1003.1j (draft).

int pthread_spin_init(pthread_spinlock_t* spinner, int pshared);

Функция инициализирует объект синхронизации спинлока блокировки, на который указывает аргумент spinner, и устанавливает для него параметр доступа из других процессов в соответствии со значением переменной pshared. Эта переменная может принимать следующие значения:

• PTHREAD_PROCESS_SHARED — с объектом спинлок может оперировать поток любого процесса, имеющего доступ к памяти, в которой распределен объект спинлок;

• PTHREAD_PROCESS_PRIVATE — доступ к объекту синхронизации возможен только для потоков процесса, из адресного пространства которого была распределена память объекта синхронизации.

В случае успешного завершения функция возвращает нулевое значение, в противном случае — один из следующих кодов ошибок:

AGAIN — системе не хватает ресурсов для инициализации блокировки;

EBUSY — объект крутящейся блокировки, на который указывает spinner, уже инициирован;

EINVAL — некорректный объект spinner;

ENOMEM — система не имеет достаточного количества свободной памяти для создания нового объекта.

int pthread_spin_destroy(pthread_spinlock_t* spinner);

Функция деинициализирует объект крутящейся блокировки. После деинициализации для последующего применения объекта он должен быть вновь инициализирован. Обратите внимание, результат функции не определен, если поток в данный момент крутится на блокировке, на которую указывает spinner, либо если объект spinner не был инициализирован.

Возвращаемые значения:

EOK — успешное выполнение;

EBUSY — блокировка используется другим потоком и не может быть разрушена;

EINVAL — некорректный объект spinner.

int pthread_spin_lock(pthread_spinlock_t* spinner);

int pthread_spin_trylock(pthread_spinlock_t* spinner);

Это функции захвата и попытки захвата крутящейся блокировки соответственно. Как и для мьютекса, если объект spinner в момент захвата свободен, то поток, вызвавший одну из этих функций, становится владельцем крутящейся блокировки. Если spinner уже захвачен другим потоком, то в случае вызова второй из рассматриваемых функций управление возвращается немедленно, а в случае простого захвата (первая функция) вызвавший поток «крутится», то есть остается активным, но не возвращает управления до тех пор, пока объект синхронизации не освободится.

Попытка повторного захвата крутящейся блокировки из того же потока приводит к мертвой блокировке.

Функции возвращают следующие параметры:

EOK — успешное выполнение;

EAGAIN — недостаточно ресурсов системы для захвата spinner;

EDEADLK — вызвавший поток уже владеет spinner;

EINVAL — spinner — неверный объект типа pthread_spinlock_t;

EBUSY — объект захвачен другим потоком (для pthread_spin_trylock()).

int pthread_spin_unlock(pthread_spinlock_t* spinner);

Вызов этой функции освобождает объект крутящейся блокировки, на который указывает аргумент spinner.

Функция может возвращать значения:

EOK — успешное выполнение;

EINVAL — неверный объект spinner;

EPERM — вызывающий поток не является владельцем крутящейся блокировки.

Операционная система QNX изнутри вся построена на клиент-серверных принципах, которые вытекают из микроядерной архитектуры и обмена сообщениями микроядра. Мы не могли обойти вниманием эти механизмы, поскольку они предоставляют огромный арсенал возможностей, однако их обстоятельное описание потребовало бы отдельной книги (полное описание см. в технической документации QNX по системной архитектуре). Более того, лучшая книга по обмену сообщениями микроядра уже, пожалуй, написана и переведена на русский язык [1]. В дополнение ко всему приложение «Организация обмена сообщениями», написанное В. Зайцевым и ранее не публиковавшееся, содержит обстоятельный анализ этого механизма.

Поэтому в главе мы лишь кратко рассмотрим вопросы параллелизма и синхронизации, присущие самой микроядерной архитектуре системы.

Модель обмена сообщениями — это тот фундамент, на котором стоит архитектура любой микроядерной ОС, как на трех китах: SEND — RECEIVE — REPLY. Обмен сообщениями микроядра построен на трех группах вызовов native API QNX (рис. 5.1):

1. Принять сообщение. Процесс[38], являющийся сервером некоторой услуги, выполняет вызов группы MsgReceive*()[39], фактически сообщая этим о готовности обслуживать запрос клиента, и переходит при этом в блокированное состояние со статусом RECEIVE, ожидая прихода клиентского запроса.

2. Послать сообщение. Клиентский процесс запрашивает эту услугу, посылая сообщение вызовом MsgSend*(), и переходит в блокированное состояние со статусом SEND. Переход осуществляется обычно на очень короткое время, пока сервер не примет его сообщение и не начнет обработку. Как только сервер принимает посланное сообщение, он разблокируется и меняет статус с RECEIVE на READY. Сервер начинает обработку полученного сообщения, а статус блокировки клиентского процесса меняется на REPLY.

3. Ответить на полученное сообщение. Завершив обработку полученного на предыдущем шаге сообщения, сервер выполняет вызов группы MsgReply*() для передачи запрошенного результата ожидающему клиенту. После этого вызова клиент, блокированный на вызове MsgSend*() со статусом REPLY, разблокируется (переходит в состояние READY). После выполнения MsgReply*() сервер также переходит в состояние READY. Однако чаще всего сервер снова входит в блокированное состояние на вызове MsgReceive*(), поскольку его работа организована как бесконечный цикл.

Рис. 5.1. Обмен сообщениями микроядра и менеджер ресурсов

Уже из этого поверхностного описания понятно, что передача сообщений микроядра — это не только средство взаимодействия процессов с обменом данными, но и крайне гибкая система синхронизации всех участников взаимодействия.

Могут возникнуть вопросы: Это один из низкоуровневых механизмов (существуют ли другие нативные механизмы?), на которых базируется ОС QNX? Какое это может иметь отношение к взаимодействиям на уровне POSIX API? Самое прямое! Все традиционные вызовы POSIX (open(), read(), … и все другие) реализованы в ОС QNX как обмен сообщениями, который только «камуфлируется» под стандарты техникой использования менеджеров ресурсов, о которых разговор еще впереди.

Технология обмена сообщениями микроядра хорошо описана [1] и требует для своего понимания и освоения тщательного изучения. В этой же главе, посвященной совершенно другим предметам, мы не будем детально описывать эту технологию.