Олег Цилюрик - QNX/UNIX - Анатомия параллелизма

Но и этих мер безопасности недостаточно на все случаи жизни, поэтому механизм потоков предусматривает еще один уровень (механизм) страховки.

Для поддержания корректности состояния объектов процесса каждый поток может помещать (добавлять) в стек процедур завершения (thread's cancellation-cleanup stack) функции, которые при завершении ( pthread_exit()или return) или отмене (по pthread_cancel()) выполняются в порядке, обратном помещению. Для манипуляции со стеком процедур завершения предоставляются вызовы (оба вызова реализуются макроопределениями, но это не суть важно [24] Разница выражается в том, что макрос pthread_cleanup_push() расширяется в фрагмент кода, открывающийся скобкой «{» без соответствующей скобки «}», аналогично pthread_cleanup_pop() закрывается «}», не имея открывающей скобки. Эти вызовы могут располагаться только парами, в противном случае возникнет лексическая ошибка, обнаруживаемая компилятором. ):

void pthread_cleanup_push(void (routine)(void*), void* arg);

где routine— адрес функции завершения, помещаемой в стек; arg— указатель блока данных, который будет передан routine при ее вызове.

Функции завершения (начиная с вершины стека) вызываются со своими блоками данных в случаях, когда:

• поток завершается, выполняя pthread_exit();

• активизируется действие отмены потока, ранее запрошенное по вызову pthread_cancel();

• выполняется второй (комплементарный к pthread_cleanup_push()) вызов с ненулевым значением аргумента:

void pthread_cleanup_pop(int execute);

Этот вызов выталкивает из стека последнюю помещенную туда pthread_cleanup_push()функцию завершения и, если значение executeненулевое, выполняет ее.

Вот как может выглядеть в этой технике безопасный (с позиции возможной асинхронной отмены потока) захват мьютекса:

pthread_mutex_t mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;

void cleanup(void* arg) { pthread_mutex_unlock(&mutex); }

void* thread_function(void* arg) {

while (true) {

pthread_mutex_lock(&mutex);

pthread_cleanup_push(&cleanup, NULL);

{

// все точки отмены должны быть расставлены в этом блоке!

}

pthread_testcancel();

pthread_cleanup_pop(1);

}

}

Вот теперь, завершив краткий экскурс использования процессов и потоков, можно вернуться к вопросу, который вскользь уже звучал по ходу рассмотрения: почему и в каком смысле потоки часто называют «легкими процессами» (LWP — lightweight process)?

Выполним ряд тестов по сравнительной оценке временных затрат на создание процесса и потока. Начнем с процесса ( файл p2-1.cc ):

struct mbyte { // мегабайтный блок данных

#pragma pack(1)

uint8_t data[1024 * 1024];

#pragma pack(4)

};

int main(int argc, char *argv[]) {

mbyte *blk = NULL;

if (argc > 1 && atoi(argv[1]) > 0) {

blk = new mbyte[atoi(argv[1])];

}

uint64_t t = ClockCycles();

pid_t pid = fork();

if (pid == -1) perror("fork"), exit(EXIT_FAILURE);

if (pid == 0) exit(EXIT_SUCCESS);

if (pid > 0) {

waitpid(pid, NULL, WEXITED);

t = ClockCycles() - t;

}

if (blk != NULL) delete blk;

cout << "Fork time " << cycle2milisec(t)

<< " msec. [" << t << " cycles]" << endl; exit(EXIT_SUCCESS);

}

Эта программа сделана так, что может иметь один численный параметр: размер (в мегабайтах) блока условных данных (в нашем случае даже неинициализированных), принадлежащего адресному пространству процесса. (Функцию преобразования процессорных циклов в соответствующий миллисекундный интервал cycle2milisec()мы видели раньше, и поэтому в листинг она не включена.)

А теперь оценим временные затраты на создание клона процесса в зависимости от объема программы (мы сознательно использовали клонирование процесса вызовом fork(), а не загрузку spawn*()или exec*(), чтобы исключить из результата время загрузки образа процесса из файла):

# p2-1

fork time: 3.4333 msec. [1835593 cycles]

# p2-1 1

Fork time: 17.0706 msec [9126696 cycles]

# p2-1 2

Fork time: 31.5257 msec. [16855024 cycles]

# p2-1 5

Fork time: 70.7234 msec. [37811848 cycles]

# p2-1 20

Fork time: 264.042 msec. [141168680 cycles]

# p2-1 50

Fork time: 661.312 msec. [353566688 cycles]

# p2-1 100

Fork time: 1169.45 msec. [625241336 cycles]

Наблюдаются, во-первых, достаточно большие временные затраты на создание процесса (к этому мы еще вернемся), а во-вторых, близкая к линейной зависимость времени создания процесса от размера его образа в памяти и вариации этого времени на несколько порядков. Об этом уже говорилось при рассмотрении функции fork(): это следствие необходимости полного копирования образа адресного пространства родительского процесса во вновь создаваемое для дочернего процесса адресное пространство. При этом линейный рост времени копирования от размера образа процесса становится естественным (вот почему для образов таких задач при их построении посредством программы makeв высшей степени целесообразно выполнить завершающую команду stripдля уменьшения размера итогового образа задачи). Более того, это «высоко затратная» операция копирования, не в пример привычной функции memcpy(). Копирование производится между различными адресными пространствами обращением к средствам системы по принципу: скопировать N байт, начиная с адреса А адресного пространства Р, по адресу, начиная с А (тот же адрес!) адресного пространства С. В большинстве других ОС некоторое смягчение вносит использование техники COW (copy on write), но и этот эффект кажущийся (см. выше подробное обсуждение при описании функции fork()).