Art of Multiprocessor Programming 答案 ch7

85. 因为线程自己的节点还被后续节点和tail引用。

被后续节点引用的case: 2个线程A，B

A<--B

B.lock() --> B.pred=A --> B.pred.locked=true --> A.unlock() --> A.locked = false 

==> A wants lock again : A.lock() --> A.locked=true --> A.pred = B --> A.pred.locked()=true 

==> B wakes up: B.pred.locked =true --> A.pred.locked=true

==> deaklock

被tail引用：

tail=A --> A.lock() --> A.unlock() --> A.lock() --> A.locked=true --> A.pred=tail.getAndSet(A)

==> A.pred=A --> deadlock

86. 第二种比较好。

第一种实现在最好的情况下，比如说同步程度非常高，则每个线程占用总线实现cache miss --> read --> update --> write；然后每个线程重新load得到已经更新到过路障的值，总共有n次回写，n次cache miss。一般的情况下，每一次更新都可以类比于tta锁的unlock，带来n个cache miss，即n^2次cache miss。

第二种情况下，最坏的情况下每个更新只引起一个回写和一个cache miss；加上最后一个线程引起n个cache miss；也是n次回写，2n次cache miss。

87. 互斥

如果已经有一个线程拥有fastpath锁，与它竞争的线程在竞争fp锁的时候或者(oldStamp & FASTPATH) != 0 或者 tail.compareAndSet会失败。继续慢速通道的时候会有pred需要等，或者有fastPathWait()需要等fp锁释放。

如果已经有一个现成拥有慢速锁，与他竞争的线程在试图得到fp锁的时候会发现 qnode != null; 继续走慢速通道时根据普通compositeLock互斥。

饥饿

CompositeLock只有在抢到了队列中的节点并加入tail链之后才会开始排队等锁，在抢队列节点和加入tail的时候是没有公平性的。所以在acquireQNode和spliceQNode时候的CAS都可能引起饥饿。

同时，fastPathUnlock()中的CAS也可能引起所有其他线程的饥饿，因为不断有线程timeout，不断有现成开始抢锁，导致tail不断被更新，使这个cas退不出来。

88. 如果这个算法不正确，错误的case应该是这个关键节点同时使localqueue和globalqueue的preNode，如果localqueue一直不知道自己是master，localqueue就不能被加入globalqueue中，最后的关系如下所示：

node<-- ... <-- current node(A) <-- master of another cluster(B) <-- other nodes of another cluster 

                        /|\____ (master) of local queue(C) <-- other nodes of my cluster

则当current node释放锁的时候，可能会有2个master同时进入critical section，破坏互斥。

但是这是不可能发生的，因为C将自己加到localqueue以后，要执行myPred.waitForGrantOrClusterMaster()。这个方法使C等到A放锁或者发现自己是local master。但是A在放锁之前一定会先执行 localTail.setTailWhenSpliced(true)，即B在发现A.isSuccessorMustWait() == false之前一定有A.isTailWhenSpliced() == true；所以在进入critical region之前会先履行master的职责。

89. 会出现每次每一个cluster只有一个node被加到globalqueue中的情况，即完全没有体现层次锁的优点。可以加一个timer，如果master发现localqueue上的节点太少，时间也充分就等待一段时间。

90. 有一种case可能会出问题：即 ClusterA中的NodeA1已经是localqueue(A)中的tail，加入到globalQueue后被ClusterB中的NodeB回收；同时NodeA2要加到localqueue(A)中。

如果NodeB执行NodeA1.unlock()时，不是原子的同时更改clusterId, SMW和TWS，而是先更改TWS=false。则NodeA2.waitForGrantOrClusterMaster()会发现

getClusterID() == myCluster && !isTailWhenSpliced() && !isuccessorMustWait()

==〉NodeA2会获得锁，即使当前globalqueue上还有其他等待的Node。

如果NodeA1.unlock()时先设置clusterId，除非cpu决定乱序执行，否则应该可以不用原子的修改state。因为如果NodeA1.unlock()是设置的clusterId等于原clusterId，则NodeA2从localqueue(A)中得到的myPred != NodeA1; 如果不等于原clusterId，NodeA2.waitForGrantOrClusterMaster()会发现NodeA2是master，然后从globalQueue去锁。

91.

TAS

boolean isLocked(){    return state.get();}

CLH:

boolean isLocked(){    return tail.get().locked;}

MCS:

boolean isLocked(){    QNode node = queue.get();    if(node == null)    {      return false;    }else    {      return node.locked;    }}

92. 原来的证明过程中现成必须先写某个寄存器然后判断全局状态，如果用R-M-W操作，比如CAS，可以先读然后决定是否写，所以可以避免覆盖的情况。