Хабр Курсы для всех
РЕКЛАМА
Практикум, Хекслет, SkyPro, авторские курсы — собрали всех и попросили скидки. Осталось выбрать!
Хабр доступен 24/7 благодаря поддержке друзей
Комментарии 55
Хорошая статья. Только пожалуйста, никогда не делайте так:
static int mtx_locked = 0;
<source>
Это не работает:
www.nwcpp.org/Downloads/2004/DCLP_notes.pdf
Но в новом стандарте есть atomic int, для которого предоставляются дополнительные гарантии и его можно было бы использовать, если бы мьютексы не были бы futex'ами. Они уже используют атомарные операции и они и так быстро работают, если не возникает коллизии. Системный вызов используется только для ожидания освобождения futex'а.
Вы не правы — это прекрасно работает (кстати быстрее чем без), ведь синхронизация кода достигается за счет
mtx.lock. К тому же вы меня не поняли — я имел ввиду совсем не DCLP. Переменная mtx_locked тут используется чтобы избежать синхронизации, если можно допустить, что при mtx_locked > 0 наш мютекс в локе, и мы делаем что-то другое.Ссылку на DCLP я привел потому, что там описываются некоторые проблемы, связанные с оптимизациями компилятора и процессора. В данном случае вы правы.
а разве не надо писать static volatile int mtx_locked = 0, намекнув компилятору, что mtx_locked хитрый флаг, изменяемый из разных потоков? прокомментируйте пожалуйста.
На сколько я знаю, volatile положено здесь в C# и Java.
В C/С++ декларация
Хотя она не помешает — думаю что без
В C/С++ декларация
volatile указывает, что значение переменной может изменятся вне контекста текущей программы, например, средствами hardware.Хотя она не помешает — думаю что без
volatile переменная state в следующем примере выпиливается компилятором и выливается просто в while(true)...static volatile int state = 0;
void poll_state() {
while ( state == 0 ) {...};
}
Volatile в c/c++ говорит компилятору, не доверять значению переменной которое хранится в регистрах процессора, а все время лазить за ним в память, в надежде что его там кто-то поменяет. В многопроцессорных системах, на сколько я помню, для «хитрых флагов» стоит его выставлять.
volatile сильно влияет на производительность в худшую сторону.
Надо внимательно почитать стандарт. В новом стандарте C++11 прописано, что мьютексы являются синхронизационными примитивами и в момент захвата/освобождения мьютекса остальные потоки должны увидеть изменения (side effects), сделанные в текущем потоке. Могут увидеть и раньше, но не позже.
Поэтому компилятор, в данном случае, может закешировать mtx_locked на регистре, но должен будет обновлять состояние в памяти при освобождении мьютекса. Но я сейчас не готов сказать, обязан ли он считывать переменную заново, если не пытается войти в мьютекс. Возможно, чтои не ообязан. И тогда цикл может никогда не увидеть изменений.
Надо внимательно почитать стандарт. В новом стандарте C++11 прописано, что мьютексы являются синхронизационными примитивами и в момент захвата/освобождения мьютекса остальные потоки должны увидеть изменения (side effects), сделанные в текущем потоке. Могут увидеть и раньше, но не позже.
Поэтому компилятор, в данном случае, может закешировать mtx_locked на регистре, но должен будет обновлять состояние в памяти при освобождении мьютекса. Но я сейчас не готов сказать, обязан ли он считывать переменную заново, если не пытается войти в мьютекс. Возможно, чтои не ообязан. И тогда цикл может никогда не увидеть изменений.
Использование кого-нибудь atomic bool точно гарантировало бы корректность предложенной схемы.
с этим никто не спорит, мне интересно, есть ли баг в приведенном в статье коде. На С++ я немного программировал, поэтому я не могу точно сказать… но ИМХО, нет гарантии, что актуальное состояние флага mtx_locked видят все потоки…
Например, может ли другой поток закешировать у себя значение mtx_locked большее нуля и вообще перестать пытаться лочить мьютекс (некоторое время или вообще навсегда) и начнет крутиться только в вайле?
Например, может ли другой поток закешировать у себя значение mtx_locked большее нуля и вообще перестать пытаться лочить мьютекс (некоторое время или вообще навсегда) и начнет крутиться только в вайле?
ответил ниже
volatile сильно влияет на производительность в худшую сторонуПосмотрите асм-код ниже — согласно ему (в этом конкретном частном случае) «static volatile» и «static» абсолютно одинаковы, а для «member» все, как ни странно, наоборот: они быстрее чем «member» на 8 тактов для каждого цикла (если не брать во внимание instruction-level parallelism и superscalar architecture).
А так да, влияет.
Во первых, volatile в c++ указывает, что другой процесс (для библиотеки) или hardware изменяет переменную в памяти — прошу заметить не поток.
Во вторых, никто не говорил про многопроцессорную систему — речь шла про многопоточную среду.
Во третьих, кто мне скажет, как это будет на Delphi? :)
Люди… я показывал (пусть и на близких к си примерах) принцип работы, а не готовую реализацию…
Во вторых, никто не говорил про многопроцессорную систему — речь шла про многопоточную среду.
Во третьих, кто мне скажет, как это будет на Delphi? :)
Люди… я показывал (пусть и на близких к си примерах) принцип работы, а не готовую реализацию…
Вы проделали отличную работу, спасибо большое за статью, узнал много нового.
Но хочется узнать как закодить правильно… в Java без synchronized/volatile флажок mtx_locked бы не работал. А как правильно это сделать в С++, чтобы точно всегда работало? Сейчас почти все процессоры многоядерные и у каждого ядра свой кеш. А volatile очень снижает производительность чтения/записи.
Но хочется узнать как закодить правильно… в Java без synchronized/volatile флажок mtx_locked бы не работал. А как правильно это сделать в С++, чтобы точно всегда работало? Сейчас почти все процессоры многоядерные и у каждого ядра свой кеш. А volatile очень снижает производительность чтения/записи.
Не думаю что снижение производительности ошутимие mtx.lock… (profiler рассудит нас).
Думаю что для этой конкретной реализации — это не важно… Можно даже не в статик оформить, а как переменную класса — возможно что в этом случае блокировка будет заметна не блокирующему потоку еще один цикл (т.е. поток повторит «сделай что-нибудь другое» еще один раз). Часто это не критично.
Я сам «volatile» для этого не использовал. Посмотрел у нас в c++ исходники — есть некоторые и с volatile. Что интересно volatile нет ни в одной библиотеке. У нас крутятся несколько одинаковых процессов, используюших эти библиотеки — может поэтому… Попробую на досуге — отпишусь.
Думаю что для этой конкретной реализации — это не важно… Можно даже не в статик оформить, а как переменную класса — возможно что в этом случае блокировка будет заметна не блокирующему потоку еще один цикл (т.е. поток повторит «сделай что-нибудь другое» еще один раз). Часто это не критично.
Я сам «volatile» для этого не использовал. Посмотрел у нас в c++ исходники — есть некоторые и с volatile. Что интересно volatile нет ни в одной библиотеке. У нас крутятся несколько одинаковых процессов, используюших эти библиотеки — может поэтому… Попробую на досуге — отпишусь.
Скомпилил с максимальной оптимизацией в трех вариантах на виндах в (devcpp, visual) и на дебиан gcc.
Статик при добавлении volatile ожидаемо не показала никаких изменений в машинном коде.
При переносе mtx_locked в класс (as non static member) наблюдались незначительные изменения в машинном коде. Что касается блокировки — все три варианта абсолютно рабочие.
Статик при добавлении volatile ожидаемо не показала никаких изменений в машинном коде.
При переносе mtx_locked в класс (as non static member) наблюдались незначительные изменения в машинном коде. Что касается блокировки — все три варианта абсолютно рабочие.
//==============================
//static volatile int mtx_locked = 0;
//static int mtx_locked = 0;
...
// addr of mtx_locked -> ebx:
mov ebx, 0x00403220
jmp +0x05; // goto while;
// processNextRequest():
call processNextRequest()
// while ( mtx_locked || !mtx.lock(1) )
cmp dword ptr [ebx], 0x00
jnz -0x0a; // goto processNextRequest;
push 0x01; // time = 1
lea eax,[esp+0x04]; //mtx;
push eax;
call Mtx::lock(int) //mtx.lock(1);
add esp,0x08;
test eax, eax; //not locked ?
jz -0x1d; // goto processNextRequest;
// mtx_locked++;
inc dword ptr [ebx];
// processInLock():
call processInLock();
// mtx_locked--;
dec dword ptr [ebx];
// mtx.release():
push esp
call Mtx::release();
pop esp
...
//==============================
//class member = private: int mtx_locked;
...
// addr of this (eax) -> ebx:
mov ebx, eax
jmp +0x05; // goto while;
// processNextRequest():
call processNextRequest()
// while ( mtx_locked || !mtx.lock(1) )
cmp dword ptr [ebx+0x000002d0], 0x00
jnz -0x0e; // goto processNextRequest;
push 0x01; // time = 1
lea eax,[esp+0x04]; //mtx;
push eax;
call Mtx::lock(int) //mtx.lock(1);
add esp,0x08;
test eax, eax; //not locked ?
jz -0x21; // goto processNextRequest;
// mtx_locked++;
inc dword ptr [ebx+0x000002d0];
// processInLock():
call processInLock();
// mtx_locked--;
dec dword ptr [ebx+0x000002d0];
// mtx.release():
push esp
call Mtx::release();
pop ecx
...
Статик при добавлении volatile ожидаемо не показала никаких изменений в машинном коде.
Если volatile нет, то компилятор имеет право кешировать переменную на регистре и не обновлять её значение в памяти. Но регистров мало и, если processNextRequest(); и processInLock(); достаточно сложные, то компилятор оставит регистр для них.
А я взял код, максимально удобный для оптимизации:
std::mutex mtx;
void test_mutex() {
static int mtx_locked = 0;
while ( mtx_locked || !mtx.try_lock() ) {
// не могу блокировать - сделай что-то другое ... например попробуй снова
}
// за мютексом - блокирован ...
mtx_locked++;
// ничего не делаем
// unlock ...
mtx_locked--;
mtx.unlock();
}
И собирал gcc с разными флагами оптимизации. Во всех случаях компиляатор увидел, что переменная сначала увеличивается на единицу, а потом уменьшается. Это было оптимизировано и mtx_locked не изменяется никогда. При -O2 в коде есть вот такой фрагмент:
4006e0: 8b 05 a2 09 20 00 mov 0x2009a2(%rip),%eax # 601088 <_ZZ10test_mutexvE10mtx_locked>
4006e6: 53 push %rbx
4006e7: bb 00 00 00 00 mov $0x0,%ebx
4006ec: 0f 1f 40 00 nopl 0x0(%rax)
4006f0: 85 c0 test %eax,%eax
4006f2: 75 fc jne 4006f0 <_Z10test_mutexv+0x10>
Обратите внимание на 4006f0 и 4006f2. Это бесконечный цикл. То, о чем я предупреждал.
Так что тут обязательно надо использовать atomic bool, если очень хочется оптимизации.
Но согласитесь такое происходит только если "// ничего не делаем".
А во вторых в реале
Хотя вы отчасти правы — с этим нужно быть осторожным (опять же как и с самой синхронизацией).
Может какие нибудь #прагмы использовать, что бы отключить синхронизацию?
А во вторых в реале
mtx_locked++ и mtx_locked-- лежат вообще в разных функциях.Хотя вы отчасти правы — с этим нужно быть осторожным (опять же как и с самой синхронизацией).
Может какие нибудь #прагмы использовать, что бы отключить синхронизацию?
Но согласитесь такое происходит только если "// ничего не делаем".
Это абсолютно не важно. Корректность одного куска кода зависит от не связанного с ним другого куска. Это очень сложно для понимания. Это достаточный повод переписать код.
Кроме того, корректность вашей программы зависит от возможностей статического анализа компилятора. Он может научиться делать whole program analysis. При этом тесты могут легко пропустить ошибку, а найти и отладить её архисложно. Вам этот геморой точно не нужен.
А во вторых в реале mtx_locked++ и mtx_locked-- лежат вообще в разных функциях.
Это очень плохо. Также очень плохо, что мьютекс и флаг — это два отдельных объекта, хранящихся в разных местах. Как вы обеспечите, что при любом захвате мьютекса устанавливается флаг, а при его освобождении снимается? Как это поймет человек, читающий ваш код, если захват и отдача мьютекса находятся в разных функциях?
Кстати, из-за этого вы словите deadlock, если под мьютексом кинется исключение. Никто его не освободит и все станет плохо. Используйте только scoped lock'и. Если вы используете не scoped lock'и, сначала очень хорошо подумайте. Раз семь. И напишите свой scoped объект, делающий, в том числе, и lock.
Может какие нибудь #прагмы использовать, что бы отключить синхронизацию?
Ни в коем случае. Прагмы использовать нельзя никогда и ни при каких обстоятельствах. Это недокументированные, vendor specific расширения. Не надо вам этого. Максимум, можно допустить pragma once.
Я уже раза три написал про atomic типы, введенные в C++11. Они были введены как раз для таких случаев.
Это абсолютно не важноНет это очень важно — компилятор никогда не выпилит ++ и — если между ними что-то находится.
Это очень плохо. Также очень плохо, что мьютекс и флаг — это два отдельных объектаОткуда вы это взяли — в статье это просто пример — в реале у меня такая и подобная логика естественно находится в одном классе…
Я уже раза три написал про atomic типы, введенные в C++11Вот именно что 11.
Нет это очень важно — компилятор никогда не выпилит ++ и — если между ними что-то находится.
Имеет право и выпилит, если будет уверен, что то, что между ними находится, никогда не читает и не пишет в эту переменную. Если компилятор увидит, что адрес локальной переменной никуда не передавался, он может быть в этом вполне уверенным. При -03 вызвананя функция может заинлайниться и компилятор сможет её проанализировать, если она достаточно проста. Вот, например, посчитаем сумму:
mtx_locked++;
for (size_t i = 0; i < 100; ++i) {
sum += tst[i];
}
mtx_locked--;
при -O1 gcc уже уберет инкремент и декремент. Правда не уберет загрузку на и с регистра. Но это скользкая тема.
Главное, что код имеет неявную зависимость от другого кода. Я правда не хочу помнить о том, что под мьютексом я обязательно должен сделать хоть один системный вызов, чтобы код, который писал кто-то другой, обнаружил отпускание мьютекса. Это ведет к ошибкам, причем в данном случае цена ошибки очень велика.
Откуда вы это взяли — в статье это просто пример — в реале у меня такая и подобная логика естественно находится в одном классе…
Меня волнует, что люди, не знакомые с темой скопируют ваш пример. И сделают их независимыми. Примеры — это как раз идеально выполненные куски кода. Их ставят в пример.
Вот именно что 11.
Уже 2012 год, пользоваться стандартом 2011 года можно и нужно, там много вкусных фишек. В противном случае, намного лучше работающий чуть медленнее код, чем код, который иногда не работает, зато быстро.
Если компилятор увидит, что адрес локальной переменной никуда не передавалсяВот именно что локальной — а это к счастью не так.
Меня волнует, что люди, не знакомые с темой… Их ставят в пример.К сожалению вы правы — часто это так и есть. Хотя синхронизация, возможно, как раз та тема, где нужно вникать в любую мелочь — на одном копипасте здесь не вылезешь.
Так если приложение выполняет два своих потока на двух разных физических процессорах, они разве будут синхронизировать свои кеши? Мне внутреннее чувство подсказывает что нет.
Имею ввиду обычные переменные аля int, а не всякие мьютексы, у которых скорее всего все это предусмотрено. Если кто-то точно знает что я не прав, то буду рад услышать комментарии на эту тему.
Тут такое дело — это сильно зависит от системы, например для x86, я не уверен как в современных моделях, но раньше инструкций для когерентности кэш небыло. Я имеею ввиду инструкций упреждающей выборки, таких как prefetchnta или prefetch0. Кроме того, я совсем не уверен, что компиляторы в большинстве своем используют их для ситуаций типа «volatile». Как раз таки уверен в обратном (даже для последних — современных).
Я подозреваю, что x86 процессор автоматически делает недействительным кэш или часть кэша других ядер на том же чипе, когда значение записывается обратно в память. Потому, что эффекта, что кэш на x86 «грязный» я не наблюдал не для intel, не для amd. Про arm ничего не скажу — многоядерные, типа cortex, для этого еще не залапал как следует.
Возвращаясь обратно к примеру, в этом частном случае это не сильно и важно, т.к. худшее что может случится — поток отработает «сделай что-нибудь другое» еще один раз, если снятие блокировки не будет заметно (из-за кеша) неблокирующему потоку еще один цикл «while».
Я подозреваю, что x86 процессор автоматически делает недействительным кэш или часть кэша других ядер на том же чипе, когда значение записывается обратно в память. Потому, что эффекта, что кэш на x86 «грязный» я не наблюдал не для intel, не для amd. Про arm ничего не скажу — многоядерные, типа cortex, для этого еще не залапал как следует.
Возвращаясь обратно к примеру, в этом частном случае это не сильно и важно, т.к. худшее что может случится — поток отработает «сделай что-нибудь другое» еще один раз, если снятие блокировки не будет заметно (из-за кеша) неблокирующему потоку еще один цикл «while».
На x86 есть механизм поддержания когерентности кэшей всех ядер. Поэтому вы не можете поставить в один сервер очень много процесоров. Но при этом, если объект попал в разные кэшлайны, его сохранение неатомарно и ядра могут видеть наполовину измененный объект.
На многоядерных arm есть механизм поддержания когерентности кэшей всех ядер, но он настраиваемый и отключаемый. Устанавливая биты в специальном регистре можно выбирать требуемый уровень синхронизации.
Но, вообще говоря, есть архитектуры, где это не гарантируется. Кроме того, компилятор имеет право положить переменную в регистр (и volatile переменную тоже) и работать с регистром. Другие потоки, естественно, этого не увидят.
На многоядерных arm есть механизм поддержания когерентности кэшей всех ядер, но он настраиваемый и отключаемый. Устанавливая биты в специальном регистре можно выбирать требуемый уровень синхронизации.
Но, вообще говоря, есть архитектуры, где это не гарантируется. Кроме того, компилятор имеет право положить переменную в регистр (и volatile переменную тоже) и работать с регистром. Другие потоки, естественно, этого не увидят.
Если они будут лазить в область памяти в пределах одной линии кеша, причем хотя бы один будет писать, то постоянно будут синхронизироваться. И тупить :)
Люди… я показывал (пусть и на близких к си примерах) принцип работы, а не готовую реализацию…
И за это Вам большое спасибо. Просто тема настолько топкая и требующая учета кучи особенностей, что хочется разобрать её по полочкам и выбрать оптимальные решения, избавленные от ошибок. Ну или с предупреждениями, в каких условиях они работать не будут.
Во первых, volatile в c++ указывает, что другой процесс (для библиотеки) или hardware изменяет переменную в памяти — прошу заметить не поток.
Даже еще более общо. Любой доступ к volatile переменной является наблюдаемым поведением и компилятор не имеет права выбрасывать такой доступ или менять его местами с другими наблюдаемыми эффектами, созданными текущим тредом. Но при этом гарантия, что другие треды увидят эти эффекты, дается только при использовании барьеров памяти или mutex'ов.
Про потоки в новом стандарте как раз теперь есть. В старом вообще ничего про них не было, поэтому, вообще говоря, допускалось весьма странное поведение компилятора.
Спасибо за программистскую часть, но всё, что касается железа, звучит как-то жалко. Производительность СХД (будь то дисковый массив или сложная конструкция из кучи полок) масштабируется куда проще, чем многопоточный код, так что валить проблемы на «медленные диски» неправильно. Говорите какая нужна производительность массива в условиях полного OLAP (читай — полный рандом на чтение и запись) — и её вполне можно достигнуть.
Путь наращивания железной составляющей и принебрежения пограмной части, ИМХО, — тупиковый путь. К сожалению очень не многие придерживаются этого мнения и… мы имеем, то что имеем — Ubuntu который умирает на 2ГБ и оперативки и т.д.
Вы считаете, что 2Гб это слишком много? Почему же тогда вы не пишите программы, которые работают в пределах 512кб оперативной памяти?
>Путь наращивания железной составляющей и принебрежения пограмной части, ИМХО, — тупиковый путь. К сожалению очень не многие придерживаются этого мнения и…
начальство либо не допонимает этого, либо просто нет бюджета — обычная ситуация
начальство либо не допонимает этого, либо просто нет бюджета — обычная ситуация
Достаточно интересная, но иногда неблагодарная работа — оптимизировать все это хозяйство.
да, относительно сложно все оптимизировать — но, согласись, этим наша работа и интересна.
Синхронизируя такой доступ, мы ограничеваем одновременное исполнение некоторых критичных участков кода. Как правило это один, редко несколько потоков (например 1 writer/ N readers).до боли все знакомо.
Необходимость синхронизации неоспорима. Чрезмерная же синхронизация очень вредна
Очень хорошая заметка про пулы, давно их использую. Вообще спасибо за статью, ждем продолжения.
Просьба в следующей части осветить назначение, нюансы и подводные камни ключе5вого слова volatile.
Давно пользуюсь очередью данных: используется поток, который сам готовит данные и по запросу дает потоку ответ… Изначально он просто готовит данные и хранит их, удаляя из общего списка запросов.
Позволяет практически отказываться от синхронизации.
Позволяет практически отказываться от синхронизации.
Ваша очередь данных или очередь «запросов» синхронизирована :) и это правильно.
хотя нет, забыл ring buffer-очередь, на ней можно и без синхронизации. Хотя тоже не без недостатков: например только 1 reader и 1 writer.
У вас она?
У вас она?
Она.
Внутри просто регистрируются потоки и под каждый создается так называемый блок данные, который выбирается из общего потока.
Таким образом достаточно отдать данные из переменной и написать новые, не мешая общему списку и другим потоком.
Но да, функция одна, но вызываться может ассинхронно.
Внутри просто регистрируются потоки и под каждый создается так называемый блок данные, который выбирается из общего потока.
Таким образом достаточно отдать данные из переменной и написать новые, не мешая общему списку и другим потоком.
Но да, функция одна, но вызываться может ассинхронно.
В Intel DPDK (Data plane development kit) тема ring buffer'ов с возможностью многих читателей и писателей раскрыта очень хорошо (а также пулов данных, процессорных кэшей и максимального увеличения производительности приложений-обработчиков сетевого трафика). Там работает все максимально изолированно от OS, даже мьютексы считаются долгой операцией, и синхронизировано все через хардварные локеры… платформо-зависимо правда, но работает очень эффективно.
Занимательная статья на тему подходов к fast-path processing с точки зрения Intel (да и не только): download.intel.com/design/intarch/papers/321058.pdf
P.S. Правда это уже ближе к embedded и обработке в реальном времени, с попыткой подвинуть TI процессоры.
Занимательная статья на тему подходов к fast-path processing с точки зрения Intel (да и не только): download.intel.com/design/intarch/papers/321058.pdf
P.S. Правда это уже ближе к embedded и обработке в реальном времени, с попыткой подвинуть TI процессоры.
Что-то подобное хотел раскрыть в следующеей статье — правда насколько помню у intel на Data Plane (или это был Control Plane?) оно там не то чтобы совсем асинхронно (повестка дня: atomic locking).
Синхронность / асинхронность зависит от выбранной модели обработки (см. статью). На Control Plane производительность в общем случае никого не волнует, важна 100%-я доставка, т.к. траффик маленький но важный, а вот на Data Plane там все синхронизации делаются через asm атомарные операции процессора, на которую тратится (если я не ошибаюсь) около 1 такта, и нет никаких блокирующих ожиданий — таких как взаимодействие с OS и т.п. — все они конвейером могут быть вынесены на отдельные коры процессора и работать асинхронно разбирая очереди.
К сожалению, я внезапно для себя обнаружил что в открытом доступе про DPDK и их реализации/парадигмы информации нет, так что больше ничего не скажу, чтобы не сболтнуть лишнего..( Скажу лишь что они там действительно ускоряют все что ускоряется.
К сожалению, я внезапно для себя обнаружил что в открытом доступе про DPDK и их реализации/парадигмы информации нет, так что больше ничего не скажу, чтобы не сболтнуть лишнего..( Скажу лишь что они там действительно ускоряют все что ускоряется.
А можно чуточку подробней, как с кольцевым буфером без синхронизации? Прикинул, как стал бы программировать, и в голове сразу слово synchronized возникло. В чем фокус?
Чуточку навряд ли получится. Ну если коротко, то в таком буфере хранятся указатели, данные в которых переписываются одним потоком, затем выставляется флаг «готов для приема» — второй поток бежит по кольцу «готовых» (и удаляет их после работы) пока не встретит не «готовый», тогда делаем что-то другое (можно ложится спать) — в таком часном виде можно обойтись без синхронизации кольца. Только нужно всегда оставлять один указатель «неготовым» — иначе труба. Такое кольцо можно даже без синхронизации расширять…
Спасибо, идею уловил. Видел вы внизу собирались про это статью писать, буду ждать с нетерпением.
только осторожно расширять, только одним потоком (второй «спит» на «последнем неготовом»)
В этом плане можно избежать данной проблемы, когда потоку со списком известно какой поток за какие запросы отвечает и работать со списком самостоятельно.
Тут как бы возникает такая последовательность:
Есть поток данных, в котором регистрируется обрабатывающий поток.
Поток данных готовит для него область памяти и отбирает первый из списка очереди в данную область памяти.
Зарегистрировавшийся поток делает запрос на данные к потоку данных и получает их.
Пока обрабатывающий поток работает с данными, поток данных готовит следующую партию в область данных.
Если данных нет, то при следующем запросе просто отвечаем фолс.
Тут в принципе простор для идей и объяснил я сумбурно, т.к. проще работать с указателями, но, надеюсь, мысль ясна.
Тут как бы возникает такая последовательность:
Есть поток данных, в котором регистрируется обрабатывающий поток.
Поток данных готовит для него область памяти и отбирает первый из списка очереди в данную область памяти.
Зарегистрировавшийся поток делает запрос на данные к потоку данных и получает их.
Пока обрабатывающий поток работает с данными, поток данных готовит следующую партию в область данных.
Если данных нет, то при следующем запросе просто отвечаем фолс.
Тут в принципе простор для идей и объяснил я сумбурно, т.к. проще работать с указателями, но, надеюсь, мысль ясна.
все-таки не совсем то — «поток делает запрос к другому потоку» — тут у вас синхронизация…
ring buffer работает по другому: оба потока бегают по кругу параллельно (не завися друг от друга) обращаясь к друг другу только через данные, изменения в которых просто пишутся в разные переменные блока и обязательно маркируются флагом — статусом «записано до конца» и/или «готов». Как правило, всегда есть как минимум один «не готовый» блок на котором потоки тормозят. Как правильно написал ниже kibergus:
ring buffer работает по другому: оба потока бегают по кругу параллельно (не завися друг от друга) обращаясь к друг другу только через данные, изменения в которых просто пишутся в разные переменные блока и обязательно маркируются флагом — статусом «записано до конца» и/или «готов». Как правило, всегда есть как минимум один «не готовый» блок на котором потоки тормозят. Как правильно написал ниже kibergus:
Главное барьеры в памяти при этом проставить правильные ...
Главное барьеры в памяти при этом проставить правильные, чтобы все потоки увидели изменения в нужном порядке.
Ну и можно добавить, что существует достаточно большое количество lock-free/non-blocking алгоритмов, особенно на чтение
Кстати, приведенный способ ускорения мьютексов на самом деле является недоделанной версией futex'а. Объекта, try lock которому можно сделать в userspace т.к. железо позволяет атомарно и синхронно проверить значение и изменить его. А если захват не удался, то есть системный вызов для ожидания, пока он освободится. Освобождение futex'а также не требует системного вызова т.к. использует аппаратные возможности.
Забавно, что gcc использует futex'ы для блокировок при инициализации статических переменных и в библиотеке транзакционной памяти. Но std::mutex, насколько я понимаю, этот системный вызов не использует.
Забавно, что gcc использует futex'ы для блокировок при инициализации статических переменных и в библиотеке транзакционной памяти. Но std::mutex, насколько я понимаю, этот системный вызов не использует.
Не понял примера про семафоры. Каким образом происходит снижение нагрузки?
Например профайлером находятся узкие места, где при увеличении количества потоков, начинает «тормозить» — и ограничеваем эти места семафорами на определенное количество потоков (разверните приведенный пример profiler output — run#2, функция InvalidateIdx).
Такой способ позволяет например быстро увеличить общее число потоков (для параллельного исполнения — если к примеру выросло число посетителей на сайте) без крупной переделки кода, при этом гарантирует, что сервер не ляжет вспячку на HDD seek, транзакциях банка данных или множественном context switch и т.д и т.п.
Такой способ позволяет например быстро увеличить общее число потоков (для параллельного исполнения — если к примеру выросло число посетителей на сайте) без крупной переделки кода, при этом гарантирует, что сервер не ляжет вспячку на HDD seek, транзакциях банка данных или множественном context switch и т.д и т.п.
Зарегистрируйтесь на Хабре, чтобы оставить комментарий
Немного о многопоточном программировании. Часть 1. Синхронизация зло или все-таки нет