研究生课程_程序语言设计原理教程_第13章.ppt

《研究生课程_程序语言设计原理教程_第13章.ppt》由会员分享，可在线阅读，更多相关《研究生课程_程序语言设计原理教程_第13章.ppt（27页珍藏版）》请在三一文库上搜索。

1、第13章 程序的并发性和进程交互原语,13.1 基本概念 程序与进程 一个程序的一次执行叫做一个进程(process) 就绪ready 可执行代码装入内存立即可运行 运行running 执行进程 阻塞blocked 停止本进程执行, 随时可恢复执行 终止terminated 停止, 且不可恢复执行 激活：创建一个进程并使之进入就绪或立即运行状态 触发：使就绪或阻塞状态转入运行态 中断：使运行的进程转入阻塞或终止态 原语：程序语言中定义的例程名 线程：创建子进程不另分配资源 子进程：一个进程执行中再次创建的进程,线程与进程计算模式及分类 线程是共享资源的轻量级进程（lightweight pro

2、cess）,它也有线程执行状态，也有其静态存储和局部变量。,MS-DOS,Java,UNIX,Windows NT Solaris Mach OS/2,原子动作,原子动作是一次“立即”执行完的“顺序”动作。至于是否真正不再分就不一定了。原子动作一般定义在语句级的事件(event)上 事件是本程序表示的状态有了变化 例： PL/1的多任务 PL/1的并发进程是任务TASK, 它可以定义语句级的事件。 P是一个进程, 它并行执行Q进程, 则P进程的正文可以写: DECLARE X EVENT : CALL Q(APT) TASK (X) /激活Q,进程交互 (1) 独立进程 两进程并行但不相关 设

3、进程为事件序列, 若有C,K两并行进程, 可表达为CK.其中: C=C1, C2Cn K=K1,K2,Km 独立进程是两进程内任何事件Ci, Kj的执行都不依赖对方 (2) 竞争进程 两进程竞争同一资源 临界段(Critical section)：据有并加工资源的代码段 竞争进程一般形式是: C : loop K : loop 入口协议 入口协议 临界段 临界段 出口协议 出口协议 非临界段 非临界段 end loop end loop 入口协议一般是按所设共享变量判断能否进入,出口协议则改置 正确值.为确保进程的确定性,利用共享变量“通信”协调,(3) 通信进程 两进程有协议的信息交换 设C

4、,K定义如前, Ci必须先于Kj(Kj要用到Ci的结果)的执行, 即其它事件先后无所谓, 一定要保证Ci, Kj的执行顺序. 同步(synchronous)通信 指两进程进度各不相同, 但必须同步到达通信点.若一方未到,另一方等待,直至完成信息交换.交换后各自执行各自进程则为单向同步通信.如果交换后,发送方一直等待接受方执行的结果,拿回结果后再各自执行自己的进程为双向同步通信。 异步(asynchronous)通信 一般要借助相当大的邮箱.两进程以各自速度执行,发送方有了信息投入邮箱,并继续执行自己进程.接受方在认为合适时从邮箱获取信息.一般不竞争邮箱且为单向通信, 当然也可做成双向的。 定向

5、/广播式通信 所谓定向是发送方指明接受方.而广播式通信发送方只向公共信道发送信息,任何共享该信道的成员均可接受, 所以是异步通信、单向的.,13.2 并发程序带来的问题 (1) 速度依赖 并发程序执行结果,取决于顺序成分进程执行的相对速度.对于并发且有实时(real time)要求的程序,执行结果还取决于绝对速度. 并发程序调整相对速度的办法是延迟快进程.把进程挂起来(进入悬置态)待到指定条件满足才唤醒该进程.其基本原语是: await do (2) 输入值依赖 同一并发程序两组数据输入可能会有很大差别 (3) 不确定性 顺序程序两次同样值的测试,一般情况下都是一致的.即所说的再现.并发程序因

6、上述原因往往没有确定的结果值.对于有副作用的函数或表达式这种先后次序的差异影响则更大,(4) 死锁（deadlock）是一种状态,由于进程对资源有互不相兼容的要求而使进程无法进展.表现为: 受到排斥 进程永远访问不到所需资源 循环等待 进程资源分配链形成一封闭回路 无占先(no preemption) 进程无法放弃所占的、其它进程需要的资源.所谓占先,只要所据资源的进程未处于使用状态,另一优先级高的进程有了要求,则此资源被后者占去 把持(wait and hold) 相互以占有对方资源为放弃已占资源的先决条件 解决死锁的方法: 利用工具作静态死锁检测,可以避免或减少死锁出现的可能 或事前,让进

7、程同时提出所有需要的资源, 消除把持条件, 或强行给资源排序, 按此顺序满足要求, 消除循环等待条件 或事前,为调度程序声明最大的资源需求 一旦出现, 最笨的 办法是重新启动, 试换数据, 找出原因改正之。事后重试解决 一旦出现, 找出死锁地点, 夭折某些事件或进程或设置检测点,(5) 死等（starvation） 相互竞争的进程如果都满足进入某一资源条件, 一般采用排队的先来先服务原则。相对最公平, 但有的进程占用一种资源时间过长, 致使其它资源长期闲置。 适当地让它等待可以解放很多占时少而重要的进程, 这样更公平。于是, 除了先来先服务而外, 在调度例程中约定或在条件中加入优先级表来达到此

8、目的。调度程序则按此优先级和先来后到统一调度。如果优先级不当就会造成某些进程永远处于阻塞态, 死等(但不是死锁)。死等是不公平调度引起的。解决的办法是在改变某些进程的优先级, 在公平性和合理性上作某种折衷,13.3 并发程序的性质 安全性(safety)是程序在执行期间不会出现异常的结果.对于顺序程序指其最终状态是正确的.对于并发程序指保证共享变量的互斥访问和无死锁出现 活性(liveness)是程序能按预期完成它的工作.对于顺序程序指程序能正常终止.对于并发程序指每个进程能得到它所要求的服务; 或进程总能进入临界段; 或送出的消息总能到达目的进程, 活性深深受到执行机构调度策略的影响 公平性

9、(fairness)指在有限进展的假设下没有一个进程处于死等状态. 无条件公平性:调度策略如能保证每个无条件的原子功能均能执行 弱公平性:在具有条件原子动作时, 若条件原子动作能执行并依然 保持无条件公平性, 则为弱公平性 强公平性:条件原子动作一定能执行, 则为强公平性,13.4 低级并发机制和并发原语 无论程序设计语言上层采取何种机制实现程序的并发, 最底层不外乎创建进程(装入内存、初始化使之就绪)；起动（或恢复）执行；阻塞(或叫冻结)；停止执行；阻塞父进程创建子进程；撤销进程等六种操作。这六种操作更低层的实现是机器指令 原语（premitive)是包含这些底层指令的例程。由于支持上层不同

10、的并发机制，原语为了表述方便不同语言原语的差别在于所选组合指令的不同,fork/multifork 分股创建多个子进程并执行 quit/join 合股新创进程回到原进程 wait(e) 等待e为真执行本进程 signal(e) 示信e为真可切换至下一进程 sleep (value) 若value表达式满足,使所在进程阻塞 wakeup(value) 若value表达式满足,使所在进程唤醒(恢复执行) cobegin s1s2sn coend 开始多个进程s1sn并发执行 coroutine N 指定协例程N resumeM 转入协例程M send(Exp) to 将表达式值送至进程 recei

11、ved(V) from 接受来自进程的消息, 值由变量V传入,例如：,基于共享变量的同步机制 (1) 忙等待(busy wait) 设我们把指示变量叫做lock(锁),每次测试临界段是否锁定。竞争进程以测定进入条件(锁)保持协调地进入临界段, 我们说它在语义上保证了条件同步。 锁就是条件, 协调就是同步 请注意, 此时未设同步原语。 程度员也无法阻塞停止某个进程。如果有多个进程竞争进入临界段, 则每个进程都要轮流测试锁。这就是著名的自旋锁 (spin lock), 其算法如下:,program SPINLOCK: var Lock := false; process P1: loop when

12、 not lock do 条件同步 lock := true; 入口协议 临界段; lock := false; 出口协议 P1的非临界段; end do; end loop; end p1; process pn : end SPINLOCK,process P2: loop when not lock do lock := true; 临界段; look := false; P2的非临界段; end do; end loop; end P2;,上述算法如果在多处理器的条件下, 进程严格同时到达, 对资源的竞争变成对指示变量查询和更改的竞争，要取决于操作系统对公用主存储器的存取访问的排序。如

13、果某进程进入循环且正在更新lock为true期间, 第二个进程又访问了lock(为false), 那么它也进入临界段。互斥得不到保证。 为此, 寻找以忙等待实现互斥同步的算法, 从65年到81年有许多名家写了上百篇论文, 最后peterson的算法(1981)获得满意的解。算法如下:,program MUTUALEXCLUSION Var enter1 : Boolean := false; enter2 : Boolean := false; turn : String := “P1”; 或赋初值“P2” process P1: loop enter1 := true; 以下三行入口协议 t

14、urn := “P2”; while enter2 and turn = “P2” do skip; 跳至循环末端 临界段; enter2 := false; 出口协议 P1的非临界段; end loop; end; end.,process P2: loop enter2 := true; turn := “P1”; while enter1 and turn = “P1” do skip; 临界段; enter1 := false; p2的非临界段; end loop; end;,(2) 信号灯 Dijkstra 首先理解到忙等待的低级和设计麻烦, 提出了完整的信号灯(semaphores

15、)理论(1968)。 信号灯是一个非负整值变量 s。在其上定义了两个操作P, V(取自荷兰语字头, 即wait（等待）和signal（示信）。V操作发信号指示一个事件可以出现, P操作延迟所在进程直至某个事件已经出现: P(s) : await s0 do s:= s-1; await 表达延迟的原语 V(s) : s := s+1;,Program MUTEXEXAMPLE; var mutex : Semaphore := 1; process P1: loop P(mutex); 入口协议 临界段; V(mutex); 出口协议 P1的非临界段; end loop; end p1; pr

16、ocess p2: loop P (mutex); 临界段; V (mutex); P2的非临界段; end loop; end; end.,例 以信号灯实现的两进程互斥,信号灯变量s, 当只有一个资源时取值0,1就够了, 此时称为二值信号灯。 P, V操作很容易扩大到n个进程竞争一个临界段。也可以将二值信号灯劈开分别实施同步警卫功能。以下是生产者/消费者著名问题的同步解。,program PRODUCERCONSUMER var buf : TYPE; 任意类型TYPE var empty : sem := 1, full : sem := 0; 两信号变量初始化 process PRODU

17、CER i:1 J: loop PRODUCERi 产生一条消息m; deposit : P(empty); 存入消息m的三个操作 buf := m; V(full); end loop; end; end PRODUCERCONSUMER.,process CONSUMER j:1N: loop fetch : P(full); 从buf取出消息m的三条操作 m := buf; V (empty)； CONSUME Rj取出这条消息m; end loop; end;,将信号变量s一分为二(empty, full)简化了传递方向。称劈分二值信号灯(split binary semaphore)

18、.这个算法保证了互斥,无死锁 。 将P,V操作扩充到多进程, 多资源(多个临界段)也是很容易的。例如, 我们可实现q个缓冲区的多生产、消费者问题。其算法如下:,program PRODCONS var buf 1.q, mi, mj: TYPE; var front :=0, rear :=0; buf 的下标变量 var empty : sem :=q , full: sem :=0, 劈分二值信号 var mutexD: sem := 1, mutexF: semi=1; process PRODi:1M: loop PRODi产生一条消息mi deposit : P(empty); P(

19、matexD); bufrear := mi; rear := rear mod q+1; V(mutexD); V(full); end loop; end; end PRODCONS.,process CONS j:1N: loop fetch: P(full) ; P(mutexF); mj := buf(front); front := front mod q+1; V (matexF);V (empty); CONSj消费消息mi; end loop; end;,选择互斥是更为复杂的同步机制。用P, V操作也可以实现选择互斥。经典的例子是哲学家就餐问题。 一张圆桌坐了五位哲学家, 桌

20、上放有一大盆通芯粉, 但只有五把叉子. 而吃通芯粉必须有两把叉子. 一旦据有两把叉子的哲学家就可以吃,否则它只好利用等待的时间思考。如果每人拿一把叉子等待其它人放下叉子, 就产生死锁。 通芯粉是共享资源, 但叉子是只有两个哲学家共享的资源。每个哲学家的行为过程即为一进程。第i个进程只和第i和i+1个叉子有关。故算法如下:,program DININGPHILO: var forks 15: sem:= (5*1); process PHILOSOPHER i: 14: loop P(forks i); P(forksi+1); 吃通芯粉; V(forksi); V (forks i+1); 思

21、考问题; end loop; end; end DINING-PHILO.,process PHILOSOPHER 5: loop P(forks1); P(forks5); 吃通芯粉; V(forks1); V(forks5); 思考问题; end loop; end;,以上以信号灯实现互斥同步均隐含使用了await等待原语。事实上多数分时处理的机器, 单主机多处理器的机器是用系统调用并行核(或叫管理程序)实现的。进程创建就绪后将该进程的描述子(descriptor)入队, 即就绪进程表, 等待P 操作的完成。这样, 进程处于就绪或阻塞状态且未运行。此时P, V操作的语义解释是: P(s):

22、 if s =1 then s:= 0 else 置进程于queue中等候 V(s): if queue != empty then 从queue中消除一进程,令运行程序执行它 else s :=1,基于消息传递的原语 消息是信息传递的单元,按shannon的模型,信息源借助信道(channel)向信息目标发送消息.信道成了并发进程共享的资源.信道是通信网的抽象, 泛指进程间通信的路径.信道由两个原语访问: send, receive.当某进程向信道发送一消息,通信就开始了.需要该消息的进程, 从信道上接受(获取)这条消息.数据流也随发送者传递到接受者. 由于信道本身不能存储, 变量只能存放在

23、各个进程中, 因而不能共享地访问,所以也用不着互斥机制.由于只有所在进程能考察变量情况, 条件同步编程与基于共享变量的大不相同.程序也不一定非要在一个处理器上执行,可以分布在多个处理器上, 分布式程序因而得名.反过来, 分布式程序却可在单主机或多路处理器的(分时)系统上执行.此时把信道改成共享存储就可以了.,(1) 四种传递消息的进程 过滤器(filter)进程 它是一种数据转移器, 进程接受数据后按需要加工, 然后传出, 如同过滤器滤出需要的数据。receivefrom send to 客户/服务器进程 一个客户(client)进程它要求一个或多个服务器(server)进程为其服务, 反过来

24、一个服务器也可以为一到多个客户服务。显而易见, 一个发出服务要求, 一个响应要求后, 完成服务, 回复应答。通信是双向的。客户/服务器每完成一次通信客户方是发送(请求)接收(应答)两次消息传递,服务器方相反是接受(请求)发送(应答)两次消息传递 对等(peer)进程 另一类进程是既是客户又是服务器的peer。一组对等进程共同完成(并行地)一个复杂计算。例如, 阵列计算中各结点上的进程都是peer。非阵列式网络上的Peer到Peer的进程交互最能代表网络上通信的一般情况。然而, 由于算法复杂到目前还没有通用的解, 是网络通信追求的最终目标,(2) 两类通信模式 基于消息传递的进程, 通信虽然不靠共享存储间接实现，然而通信时也有同步异步之分 同步即两进程都要执行到同步点直接交换数据.判定是否同步只看含send的进程是否有阻塞, 等待接受进程的到来.如果是这样，一定是同步的 异步是两进程谁也不等谁按各自速度执行自己进程, 就完成了数据通信。其实现, 可以看作在接受进程中附带一很大的邮箱(缓冲时间差).发送者按自己进程执行, 将一条条消息发到邮箱.而接受者在自己合适的时候处理一条条消息各不相扰,