Многопроцессорный вычислительный комплекс на основе коммутационной матрицы с симметричной обработкой заданий всеми процессорами (стр. 5 из 8)
В других подходах в большей степени преследуется цель равномерной балансировки загрузки мультипроцессора. В этом случае программисту не предоставляются средства явной привязки процессоров к процессам или нитям. Система допускает явное распараллеливание в пределах общей виртуальной памяти и "обещает", что по мере возможностей все процессоры вычислительной системы будут загружены равномерно. Этот подход обеспечивает наиболее эффективное использование общих вычислительных ресурсов мультипроцессора, но не гарантирует корректность выполнения систем реального времени (если не считать возможности установления специальных приоритетов реального времени).
Отметим существование еще одной аппаратно-программной проблемы, связанной с нитями (и не только с ними). Проблема связана с тем, что в существующих симметричных мультипроцессорах обычно каждый процессор обладает собственной сверхбыстродействующей буферной памятью (кэшем). Идея кэша, в общих чертах, состоит в том, чтобы обеспечить процессору очень быстрый (без необходимости выхода на шину доступа к общей оперативной памяти) доступ к наиболее актуальным данным. В частности, если программа выполняет запись в память, то это действие не обязательно сразу отображается в соответствующем элементе основной памяти; до поры до времени измененный элемент данных может содержаться только в локальном кэше того процессора, на котором выполняется программа. Конечно, это противоречит идее совместного использования виртуальной памяти нитями одного процесса (а также идее использования памяти, разделяемой между несколькими процессами).
Это очень сложная проблема, относящаяся к области проблем "когерентности кэшей". Теоретически имеется много подходов к ее решению (например, аппаратное распознавание необходимости выталкивания записи из кэша с синхронным объявлением недействительным содержания всех кэшей, включающих тот же элемент данных). Однако на практике такие сложные действия не применяются, и обычным приемом является отмена режима кэширования в том случае, когда на разных процессорах мультипроцессорной системы выполняются нити одного процесса или процессы, использующие разделяемую память.
После введения понятия нити трансформируется само понятие процесса. Теперь лучше (и правильнее) понимать процесс ОС UNIX как некоторый контекст, включающий виртуальную память и другие системные ресурсы (включая открытые файлы), в котором выполняется, по крайней мере, один поток управления (нить), обладающий своим собственным (более простым) контекстом. Теперь ядро знает о существовании этих двух уровней контекстов и способно сравнительно быстро изменять контекст нити (не изменяя общего контекста процесса) и так же, как и ранее, изменять контекст процесса. Последнее замечание относится к синхронизации выполнения нитей одного процесса (точнее было бы говорить о синхронизации доступа нитей к общим ресурсам процесса - виртуальной памяти, открытым файлам и т. д.). Конечно, можно пользоваться (сравнительно) традиционными средствами синхронизации (например, семафорами). Однако оказывается, что система может предоставить для синхронизации нитей одного процесса более дешевые средства (поскольку все нити работают в общем контексте процесса). Обычно эти средства относятся к классу средств взаимного исключения (т. е. к классу семафороподобных средств). К сожалению, и в этом отношении к настоящему времени отсутствует какая-либо стандартизация.
3.3 Семафоры
Поддержка операционной системы в многопроцессорной конфигурации может включать в себя разбиение ядра системы на критические участки, параллельное выполнение которых на нескольких процессорах не допускается. Нижеследующие рассуждения помогают понять суть данной особенности. При ближайшем рассмотрении сразу же возникают два вопроса: как использовать семафоры и где определить критические участки.
Если при выполнении критического участка программы процесс приостанавливается, для защиты участка от посягательств со стороны других процессов алгоритмы работы ядра однопроцессорной операционной системы используют блокировку.
Механизм установления блокировки:
/* операция проверки */
выполнять пока (блокировка установлена)
{
приостановиться (до снятия блокировки);
};
установить блокировку;
Механизм снятия блокировки:
снять блокировку;
вывести из состояния приостанова все процессы, приостановленные в результате блокировки;
Блокировки такого рода охватывают некоторые критические участки, но не работают в многопроцессорных системах, что видно из приведенного рисунка:
 |
Предположим, что блокировка снята, и что два процесса на разных процессорах одновременно пытаются проверить ее наличие и установить ее. В момент t они обнаруживают снятие блокировки, устанавливают ее вновь, вступают в критический участок и создают опасность нарушения целостности структур данных ядра. В условии одновременности имеется отклонение: механизм не сработает, если перед тем, как процесс выполняет операцию проверки, ни один другой процесс не выполнил операцию установления блокировки. Если, например, после обнаружения снятия блокировки процессор A обрабатывает прерывание и в этот момент процессор B выполняет проверку и устанавливает блокировку, по выходе из прерывания процессор A так же установит блокировку. Чтобы предотвратить возникновение подобной ситуации, нужно сделать так, чтобы процедура блокирования была неделимой: проверку наличия блокировки и ее установку следует объединить в одну операцию, чтобы в каждый момент времени с блокировкой имел дело только один процесс.
3.3.1 Определение семафоров
Семафор представляет собой обрабатываемый ядром целочисленный объект, для которого определены следующие элементарные (неделимые) операции:
· Инициализация семафора, в результате которой семафору присваивается неотрицательное значение;
· Операция типа P, уменьшающая значение семафора. Если значение семафора опускается ниже нулевой отметки, выполняющий операцию процесс приостанавливает свою работу;
· Операция типа V, увеличивающая значение семафора. Если значение семафора в результате операции становится больше или равно 0, один из процессов, приостановленных во время выполнения операции P, выходит из состояния приостанова;
· Условная операция типа P, сокращенно CP (conditional P), уменьшающая значение семафора и возвращающая логическое значение "истина" в том случае, когда значение семафора остается положительным. Если в результате операции значение семафора должно стать отрицательным или нулевым, никаких действий над ним не производится и операция возвращает логическое значение "ложь".
Определенные таким образом семафоры, безусловно, никак не связаны с семафорами пользовательского уровня.
3.3.2 Реализация семафоров
Дийкстра показал, что семафоры можно реализовать без использования специальных машинных инструкций. Здесь представлены реализующие семафоры функции, написанные на языке Си.
struct semaphore
{
int val[NUMPROCS]; /* замок - 1 элемент на каждый процессор */
int lastid; /* идентификатор процессора, получившего семафор последним */
};
int procid; /* уникальный идентификатор процессора */
int lastid; /* идентификатор процессора, получившего семафор последним */
Init(semaphore)
struct semaphore semaphore;
{
int i;
for (i = 0; i < NUMPROCS; i++)
semaphore.val[i] = 0;
}
Pprim(semaphore)
struct semaphore semaphore;
{
int i,first;
loop:
first = lastid;
semaphore.val[procid] = 1;
forloop:
for (i = first; i < NUMPROCS; i++)
{
if (i == procid)
{
semaphore.val[i] = 2;
for (i = 1; i < NUMPROCS; i++)
if (i != procid && semaphore.val[i] == 2)
goto loop;
lastid = procid;
return;
/* успешное завершение, ресурс можно использовать */
}
else if (semaphore.val[i])
goto loop;
}
first = 1;
goto forloop;
}
Vprim(semaphore)
struct semaphore semaphore;
{
lastid = (procid + 1) % NUMPROCS; /* на следующий процессор */
semaphore.val[procid] = 0;
}
Функция Pprim блокирует семафор по результатам проверки значений, содержащихся в массиве val; каждый процессор в системе управляет значением одного элемента массива. Прежде чем заблокировать семафор, процессор проверяет, не заблокирован ли уже семафор другими процессорами (соответствующие им элементы в массиве val тогда имеют значения, равные 2), а также не предпринимаются ли попытки в данный момент заблокировать семафор со стороны процессоров с более низким кодом идентификации (соответствующие им элементы имеют значения, равные 1). Если любое из условий выполняется, процессор переустанавливает значение своего элемента в 1 и повторяет попытку. Когда функция Pprim открывает внешний цикл, переменная цикла имеет значение, на единицу превышающее код идентификации того процессора, который использовал ресурс последним, тем самым гарантируется, что ни один из процессоров не может монопольно завладеть. Функция Vprim освобождает семафор и открывает для других процессоров возможность получения исключительного доступа к ресурсу путем очистки соответствующего текущему процессору элемента в массиве val и перенастройки значения lastid. Чтобы защитить ресурс, следует выполнить следующий набор команд:
Pprim(семафор);
команды использования ресурса;
Vprim(семафор);
В большинстве машин имеется набор элементарных (неделимых) инструкций, реализующих операцию блокирования более дешевыми средствами, ибо циклы, входящие в функцию Pprim, работают медленно и снижают производительность системы. Так, например, в машинах серии IBM 370 поддерживается инструкция compare and swap (сравнить и переставить), в машине AT&T 3B20 - инструкция read and clear (прочитать и очистить). При выполнении инструкции read and clear процессор считывает содержимое ячейки памяти, очищает ее (сбрасывает в 0) и по результатам сравнения первоначального содержимого с 0 устанавливает код завершения инструкции. Если ту же инструкцию над той же ячейкой параллельно выполняет еще один процессор, один из двух процессоров прочитает первоначальное содержимое, а другой - 0: неделимость операции гарантируется аппаратным путем. Таким образом, за счет использования данной инструкции функцию Pprim можно было бы реализовать менее сложными средствами: