Mutex和内存可见性
来源:互联网 发布:电脑windows什么意思 编辑:程序博客网 时间:2024/05/21 12:58
介绍
POSIX线程遵守共享内存模型[1],此模型各线程可以访问一组共享对象。多个并发的线程需要协同访问共享对象。为此该模型引入了以下两个属性来简化程序设计:
- 原子访问:避免线程在访问数据对象时,另一线程正在修改它。
- 内存可见性:一旦线程修改数据对象,其它线程在修改行为发生之后马上能看见此对象的新状态,如图1所示。
Mutex通常被引进作为实现原子访问的手段,但它的作用不仅仅是用来控制对象访问,还解决内存可见性问题。接下来将看到,某些场景下,并不需要关心原子访问题,往往内存可见性才是问题所在。此场景之下如果没有mutex,那将是一场恶梦……
mutex解决弱内存可见性
下面是marathon程序。基本上,线程A应该一直在运行,直到线程B设置arrived变量的值来通知它,才运行结束。
Marathon程序
01
volatile
bool
arrived =
false
;
02
03
volatile
float
miles = 0.0;
04
05
/*--- Thread A ----------------------------------------*/
06
07
while
(!arrived)
08
09
{
10
11
run();
12
13
}
14
15
printf
(
"miles run: %f\n"
, miles);
16
17
/*-----------------------------------------------------*/
18
19
/*--- Thread B ----------------------------------------*/
20
21
miles = 26.385;
// 42.195 Km
22
23
arrived =
true
;
24
25
/*-----------------------------------------------------*/
这里没有使用mutex来控制arrived标志的访问。这样的代码我见过不少,并且听到一大萝的解释:
“因为仅仅有一个线程读,一个线程写,所以不需要使用mutex”
“就算arrived
标志的值是随机值,也是非零值,根据C语言约定它为true。因此while循环最终会停下来。这里不需要关心原子性,因此不需要mutex”
“对于本例子,使用mutex除了增加几行代码,还拖慢了程序,毫无必要”
“通过压力测试,程序确实运行正确”
在各自的平台上,这些说法几乎是正确的。话虽如此,但这个程序仍然是有问题的。把它运行在其它平台上,会遇到莫名其妙的错误。
硬件优化
在某些平台上,线程A可能会如期停止,但它会打印 miles run 0.0。而在另一些平台上,线程甚至可能不会停止,即使用线程B已将arrived
标志修改为true
。
想不通了吧?这些怪诞行为的始作俑者就是硬件平台。更确切地说是硬件对内存访问实施了优化。一般来说,CPU指令执行的速度比从主存读取数据的速度要快2到3个数量级。显然内存子系统是整个系统的屏颈,硬件工程师使尽浑身解数想出聪明办法来使访问内存更快。首先是使用cache来加速内存访问,然而这带来了下面这些额外的复杂性:
- 当cache访问不命中时,处理仍然难逃被内存子系统拖慢的厄运。
- 在多处理器系统,必须使用协议保存cache一致性。
乱序执行
我们知道编译器会通过重排指令来优化程序的执行时间。但鲜为人知的是,现在处理器同样会根据需要乱序执行指令,以对付上面谈及的问题1)。
为了理解乱序执行是如何工作的,请看下面伪汇编写的简单例子:
乱序执行
1
mov r1, mem
// load mem cell to register r1
2
3
add r1,r1,r2
// r1 = r1+r2
4
5
add r3,r4,r5
// r3 = r4+r5</pre>
在实际执行中,内存单元mem
的值可能不在cache中,因此需要从主存中获取。这种情况下,处理器会按如下顺序来执行,以窃取等待读取内存完成的空档:
第一行指令被执行后,处理器不会等待内存访问完成。
在第一行指令执行后,马上调度执行第二行指令。
因为寄存器操作数可用,并且与第一行指令和第二行指令没有依赖关系,所以处理器可以马上执行第三行指令。
因此处理器的执行顺序可能是:(3)-(1)-(2),而非按原序执行。它带来的好处是:处理器可以利用从内存总数获取数据而停滞100或更多地时钟周期做更有意义的事情,以提高执行速度。当然,这种优化对于当前执行指令的线程是完全透明的(译注:即这种乱序执行对当前线程的程序语义没有任何改变)。
然而,乱序执行会被其它线程观察到。如果线程B(在乱序执行时)先设置arrived标志的值为true,那么可能线程A结束时,打印出miles的值并非线程B所修改后的。真不可思议!……
Store Buffer
当处理器所读取的内存是多处理器系统的共享内存时,事情变得更复杂。必须使用协议来保证,当某变量的最新值保存到CPU的cache时,其它所有CPU的cache上该变量的副本必须更改成无效状态,以在所有处理器上保持值的一致性。这种协议的缺点是CPU在写数据时,不可避免地受到了拖延。
硬件工程再度想出聪明的解决方法:将写请求缓冲到一个称为store buffer的特殊硬件队列。所有请求都放到队列里,随后CPU方便时一下子将修改请求应用内存里。
对于软件开发人员,更关心的问题时,何时谓之方便。上面的marathon程序可能会发生这样的场景,‘arrived=true
‘请求已排队到store buffer,但store buffer上的请求永远都不对主存生效。因此线程A永远也看不到标志变量的新值。Oops!……
内存屏障
之前所见的种种怪异事情,均可发生在现代硬件上。这种内存可见性比我们所认为的逊色多了,那么如何在这种架构上编写可预知的程序呢?
这下该内存屏障(memory barriers,别称membars, memory fences, mfences)出场了。内存屏障是一种特殊的处理器指令,它指挥处理器做如下的事情:
- 刷新store buffer。
- 等待直到内存屏障之前的操作已经完成。
- 不将内存屏障后面的指令提前到内存屏障之前执行
通过适当使用内存屏障,可以确保它之前的乱序执行已全部完成,并且未完成的写操作已经全部刷新到主存。因此,数据一致性又重回到其它线程的身边,从而保证正确的内存可见性。因此可大胆猜测:mutex实现根据需要使用了恰当的内存屏障。
如果对内存屏障和硬件优化感兴趣,推荐阅读Paul Mckenny[2]的优秀论文。
真实的例子
到目前为止,讨论的话题是相当理论的。本节给出一个具体的例子,由于没有正确使用内存可见性,而导致怪异的结果(只是偶尔出现)。本例来自于Bartosz Milewski的文章[3]和演讲[4]。
请看下面的程序mutex_01.c。程序创建两个线程,通过Arun
和Brun
标志变量,可以配置成某个线程先运行,或者两者并发运行。Pthtrad barrier(请不要与内存屏障混肴)用于确保两个线程在同一时刻启动。一旦两线程都运行完成,断言(Astate==1 || Bstate==1)
有效。如果断言失败,则打印一条消息。整个程序依次按此过程无限循环执行。
下载 mutex_01.c
001
</pre>
002
</
div
>
003
<
div
>
/*------------------------------- mutex_01.c --------------------------------*
004
On Linux, compile with:
005
cc -std=c99 -pthread mutex_01.c -o mutex_01
006
007
Check your system documentation how to enable C99 and POSIX threads on
008
other Un*x systems.
009
010
Copyright Loic Domaigne.
011
Licensed under the Apache License, Version 2.0.
012
*--------------------------------------------------------------------------*/
013
014
#define _POSIX_C_SOURCE 200112L // use IEEE 1003.1-2004
015
016
#include // sleep()
017
#include #include
018
#include // EXIT_SUCCESS
019
#include // strerror()
020
#include
021
022
/***************************************************************************/
023
/* our macro for errors checking */
024
/***************************************************************************/
025
#define COND_CHECK(func, cond, retv, errv) \
026
if
( (cond) ) \
027
{ \
028
fprintf
(stderr,
"\n[CHECK FAILED at %s:%d]\n| %s(...)=%d (%s)\n\n"
,\
029
__FILE__,__LINE__,func,retv,
strerror
(errv)); \
030
exit
(EXIT_FAILURE); \
031
}
032
033
#define ErrnoCheck(func,cond,retv) COND_CHECK(func, cond, retv, errno)
034
#define PthreadCheck(func,rc) COND_CHECK(func,(rc!=0), rc, rc)
035
036
/*****************************************************************************/
037
/* real work starts here */
038
/*****************************************************************************/
039
/*
040
* Accordingly to the Intel Spec, the following situation
041
*
042
* thread A: thread B:
043
* mov [_x],1 mov [_y],1
044
* mov r1,[_y] mov r2,[_x]
045
*
046
* can lead to r1==r2==0.
047
*
048
* We use this fact to illustrate what bad surprise can happen, if we don't
049
* use mutex to ensure appropriate memory visibility.
050
*
051
*/
052
volatile
int
Arun=0;
// to mark if thread A runs
053
volatile
int
Brun=0;
// dito for thread B
054
055
pthread_barrier_t barrier;
// to synchronize start of thread A and B.
056
057
/*****************************************************************************/
058
/* threadA- wait at the barrier, set Arun to 1 and return Brun */
059
/*****************************************************************************/
060
void
*
061
threadA(
void
* arg)
062
{
063
pthread_barrier_wait(&barrier);
064
Arun=1;
065
return
(
void
*) Brun;
066
}
067
068
/*****************************************************************************/
069
/* threadB- wait at the barrier, set Brun to 1 and return Arun */
070
/*****************************************************************************/
071
void
*
072
threadB(
void
* arg)
073
{
074
pthread_barrier_wait(&barrier);
075
Brun=1;
076
return
(
void
*) Arun;
077
}
078
079
/*****************************************************************************/
080
/* main- main thread */
081
/*****************************************************************************/
082
/*
083
* Note: we don't check the pthread_* function, because this program is very
084
* timing sensitive. Doing so remove the effect we want to show
085
*/
086
int
087
main()
088
{
089
pthread_t thrA, thrB;
090
void
*Aval, *Bval;
091
int
Astate, Bstate;
092
093
for
(
int
count=0; ; count++)
094
{
095
// init
096
//
097
Arun = Brun = 0;
098
pthread_barrier_init(&barrier, NULL, 2);
099
100
// create thread A and B
101
//
102
pthread_create(&thrA, NULL, threadA, NULL);
103
pthread_create(&thrB, NULL, threadB, NULL);
104
105
// fetch returned value
106
//
107
pthread_join(thrA, &Aval);
108
pthread_join(thrB, &Bval);
109
110
// check result
111
//
112
Astate = (
int
) Aval; Bstate = (
int
) Bval;
113
if
( (Astate == 0) && (Bstate == 0) )
// should never happen
114
{
115
printf
(
"%7u> Astate=%d, Bstate=%d (Arun=%d, Brun=%d)\n"
,
116
count, Astate, Bstate, Arun, Brun );
117
}
118
119
}
// forever
120
121
// never reached
122
//
123
return
EXIT_SUCCESS;
124
}</
div
>
125
<
div
>
这里不分析pthread_*函数,实际上,这是一个时序敏感的程序,我们只打印那些不正常的行为。
我们将跑在Core Duo的Linux下,得到下面的输出。可以看出,程序循环2500000次后有8次出现断言失效。
61586> Astate=0, Bstate=0 (Arun=1, Brun=1) 670781> Astate=0, Bstate=0 (Arun=1, Brun=1) 824820> Astate=0, Bstate=0 (Arun=1, Brun=1)1222761> Astate=0, Bstate=0 (Arun=1, Brun=1)1337091> Astate=0, Bstate=0 (Arun=1, Brun=1)1523985> Astate=0, Bstate=0 (Arun=1, Brun=1)2340428> Astate=0, Bstate=0 (Arun=1, Brun=1)2400663> Astate=0, Bstate=0 (Arun=1, Brun=1)
内存可见性问题就是结果的唯一解释。请看下面由gcc生成的编译代码,访问Arun和Brun均是原子的(只列出线程A的代码,线程B的代码与它类似)。
线程的汇编代码:
01
threadA:
02
.LFB2:
03
pushq %rbp
04
.LCFI0:
05
movq %rsp, %rbp
06
.LCFI1:
07
subq $16, %rsp
08
.LCFI2:
09
movq %rdi, -8(%rbp)
10
movl $barrier, %edi
11
call pthread_barrier_wait
12
movl $1, Arun(%rip)
13
movl Brun(%rip), %eax
14
cltq
15
leave
16
ret
POSIX内存可见性规则
IEEE 1003.1-2008定义了XBD 4.11内存同步中的内存可见性规则。特别地,POSIX实现保证:
pthread_create()
同步:任何变量在pthread_create()
调用之前修改,对刚由它创建的线程来说是可见的。当变量在pthread_create()
之后修改,那么这条规则就不能保证了,即使是在线程开始执行之前修改的。pthread_join()
同步:任何变量由某线程在结束之前修改,那回收(join)它的另一线程 在pthread_join()
完成后是可见的。- mutex操作——
pthread_lock(), pthread_timedlock(), pthread_trylock() , pthread_unlock()
同步:任何变量由线程对mutex解锁之前修改,对后面成功锁住同一mutex的线程是可见的,请参阅图2。再强调一次,如果锁住另一个mutex,或者根本没有加锁,又或者变量在pthread_unlock之后又被修改的,这一规则不保证。
总结
读完本文后,你应该弄明白Cert POS03-C编码规则背后的原因:
POS03-C:请勿使用volatile作为同步原语
只要遵从POSIX的内存可见性规则这条底线,编写出来的代码理所当然是安全的。特别当一个线程写某个值,而另一线程读此值时,即使能保证原子访问,仍需要使用mutex来构造适当的内存同步访问。
进一步阅读资料
- [1] van Roy Peter, Haridi Seif. Concepts, Techniques, and Models of Computers Programming, Chap 8, pp 569-620, MIT Press, ISBN-13 978-0-262-22069-9.
- [2] Paul E. McKenney. Memory Barriers: a Hardware View for Software Hackers. An interesting paper about memory barriers, memory cache, store buffer, out of order execution…
- [3] Bartosz Milewski. Who ordered memory fences on an x86?. Bartosz’s blog programming cafe has very interesting articles about thread programming, concurrency, multicore and language design.
- [4] Bartosz Milewski. Memory fences. A talk presented at the Vancouver C++ User Group, December 2008. The slides in PDF format can be downloaded here.
- David R. Butenhof. Programming with POSIX Threads, section 3.4, pp 88-95. Addison-Wesley, ISBN-13 978-0-201-63392-4.
- Brian Goetz et al. Java Concurrency in Practice, chap 2 and 3, pp 15-49, Addison-Wesley, ISBN-13 978-0-321-34960-6. A Java book interesting for POSIX developers too. Java has built-in support for concurrency, and thus had to deal with memory visibility issues (among others).
(全文完)
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