QNX/UNIX: Анатомия параллелизма - Цилюрик Олег Иванович

Читать онлайн «QNX/UNIX: Анатомия параллелизма». Страница 72

Автор Цилюрик Олег Иванович

EINVAL

— не инициализирована переменная, на которую указывает

cond

Выполнение условия для всех ожидающих потоков

int pthread_cond_broadcast(pthread_cond_t* cond);

Вызов функции разблокирует все потоки, блокированные на условной переменной

cond

. Потоки разблокируются в порядке приоритетов. Для потоков равного приоритета разблокирование проводится в порядке FIFO.

Возвращаемые значения:

EOK

— успешное завершение;

EFAULT

— произошла ошибка при попытке обращения к указателям

cond

или

mutex

;

EINVAL

— не инициализирована переменная, на которую указывает

cond

Разрушение условной переменной

int pthread_cond_destroy(pthread_cond_t* cond);

Вызов функции деинициализирует условную переменную

cond

. Для дальнейшего использования условной переменной, на которую ссылается

cond

, ее необходимо инициализировать вызовом

pthread_cond_init()

. Функция может использоваться для изменения параметров условной переменной.

Возвращаемые значения:

EOK

— успешное завершение;

EBUSY

— в данный момент другой поток блокирован на условной переменной

cond

;

EINVAL

— не инициализирована переменная

cond

Ждущая блокировка

QNX предоставляет упрощенный вариант использования условной переменной для блокирования (остановки) потока при помощи интерфейса так называемой ждущей блокировки( sleepon). Для использования этого механизма не нужно явно создавать никаких объектов синхронизации, за вас это делает ОС. Внешне ждущие блокировки выглядят как набор функций ожидания и освобождения, при этом последовательность действий в принципе аналогична использованию мьютексов и условных переменных.

За этим интерфейсом на самом деле скрывается один мьютекс и несколько дополнительных условных переменных. Использование функций ожидания должно проходить внутри участка кода, отмеченного вызовами блокирования и разблокирования мьютекса, ассоциированного со ждущей блокировкой. Одним из основных недостатков ждущей блокировки является то, что для всех потоков и всех ключей ожидания используется один общий мьютекс. ОС не может никоим образом отслеживать взаимные блокировки потоков при использовании ждущих блокировок. В целом поведение этого средства синхронизации идентично бинарным семафорам, но оно требует дополнительных операций блокирования мьютекса.

Все функции для работы со ждущими блокировками объявлены в файле

<pthread.h>

Операции со ждущей блокировкой

Захват и освобождение ждущей блокировки

Вызов функций ожидания может производиться только внутри блока захвата и освобождения ждущей блокировки:

int pthread_sleepon_lock(void);

int pthread_sleepon_unlock(void);

Функция захвата

pthread_sleepon_lock()

возвращает следующие значения:

EOK

— успешное выполнение;

EDEADLK

— попытка повторного захвата мьютекса;

EAGAIN

— может возникнуть при первом вызове в процессе, если системе не хватает ресурсов для создания внутреннего мьютекса.

Функция освобождения

pthread_sleepon_unlock()

возвращает значения:

EOK

— успешное выполнение;

EPERM

— вызвавший поток не является владельцем внутреннего мьютекса.

Функции ожидания

Ожидание выполнения условия для ждущей блокировки может выполняться в двух вариантах: простое ожидание и ожидание с установкой тайм-аута.

int pthread_sleepon_wait(const volatile void* addr);

int pthread_sleepon_timedwait(const volatile void* addr, uint64_t nsec);

При вызове функций ожидания необходимо указать ключ

addr

(произвольный адрес в памяти). Если этот адрес указывается впервые, для данного вызова создается новая условная переменная. Поток освобождает захваченный внутренний мьютекс и переходит в состояние блокировки на условной переменной.

Ожидание завершения потока

Ожидание родительским потоком завершения одного или нескольких порожденных им «присоединенных» потоков (на вызове

pthread_join()

) — это простейший и эффективный вариант синхронизации потоков, не требующий для своей реализации каких-либо дополнительных синхронизирующих примитивов. Ранее мы уже детально рассматривали процесс порождения и ожидания завершения потоков, сейчас же лишь коротко вернемся к этому вопросу с иной точки зрения - с позиции синхронизации. В простейшем случае общая схема такой синхронизации всегда одинакова и описывается подобной структурой кода:

void* threadfunc(void* data) {

...

return NULL;

}

...

// здесь создается нужное количество (N) потоков:

pthread_t tid[N];

for (int i = 0; i < N; i++)

pthread_create(tid + 1, NULL, threadfunc, NULL);

// а вот здесь ожидается завершение <b>всех</b>потоков!

for (int i = 0; i < N; i++)

pthread_join(tid + 1, NULL);

При первом знакомстве с подобным шаблоном кода пугает то обстоятельство, что предписан такой же порядок ожидания завершения потоков, как и при их создании. И это при том, что порядок их завершения может быть совершенно произвольным. Но представленный шаблон верен: если некоторый ожидаемый в текущем цикле поток

j

«задерживается», а мы заблокированы именно в ожидании

tid[j]

, то после завершения этого ожидаемого потока, которое когда-то все-таки наступит, мы «мгновенно» пробегаем все последующие

i

, для которых соответствующие

tid[i]

уже завершились ранее. Так что представленный шаблон корректен и широко используется на практике.

Примечание

В такой схеме потоки могут возвратить в точку ожидания (и зачастую делают это) результат своего выполнения. В представленном шаблоне мы не стали показывать возврат значений, чтобы не загромождать код. Возврат результата подробно рассматривался ранее, когда речь шла о завершении потоков.