QNX/UNIX: Анатомия параллелизма

Здесь уместно сделать краткое отступление относительно «живучести», как это названо у У. Стивенса [2], или времени жизни объектов IPC, что в равной мере может быть отнесено не только к объектам IPC, но и ко всем прочим объектам операционной системы. У. Стивенс делит все объекты по времени жизни на:

• Объекты, время жизни которых определяется процессом (process-persistent). Такой объект существует до тех пор, пока не будет закрыт последним процессом, который его использует. Примерами такого объекта являются неименованные и именованные программные каналы (pipes, FIFO).

• Объекты, время жизни которых определяется ядром системы (kernel-persistent). Такой объект существует до перезагрузки ядра или явного удаления объекта. Примерами этого класса объектов являются семафоры (именованные) и разделяемая память.

• Объекты, время жизни которых определяется файловой системой (filesystem-persistent). Такой объект отображается на файловую систему и существует до тех пор, пока не будет явно удален. Примерами этого класса объектов в различных ОС в зависимости от реализации могут быть очереди сообщений POSIX, семафоры и разделяемая память.

Квалификация каждого из объектов по времени жизни отнюдь не тривиальная задача. Объекты, отнесенные к одному классу, мигрируют в другой при переходе от одной ОС к другой в зависимости от деталей их реализации.

Проблемы завершения и особенно отмены процесса могут возникать, если процесс оперирует с объектами, время жизни которых превышает process-persistent. Мы еще много раз коснемся этой проблемы при рассмотрении завершения потоков, так как там она может возникать и в отношении всех process-persistent-объектов, и для ее разрешения в технике потоков даже предложены специальные технологии, о которых мы детально поговорим далее, при рассмотрении потоков.

Соображения производительности

Интересны не только затраты на порождение нового процесса (мы еще будем к ним неоднократно возвращаться), но и то, насколько «эффективно» сосуществуют параллельные процессы в ОС, насколько быстро происходит переключение контекста с одного процесса на другой. Для самой грубой оценки этих затрат создадим простейшее приложение ( файл p5.cc):

Затраты на взаимное переключение процессов

 #include <stdlib.h>
 #include <inttypes.h>
 #include <iostream.h>
 #include <unistd.h>
 #include <sched.h>
 #include <sys/neutrino.h>

 int main(int argc, char* argv[]) {
  unsigned long N = 1000;
  if (argc > 1 && atoi(argv[1]) > 0)
  N = atoi(argv[1]);
  pid_t pid = fork;
  if (pid == -1)
  cout << "fork error" << endl, exit(EXIT_FAILURE);
  uint64_t t = ClockCycles;
  for (unsigned long i = 0; i < N; i++) sched_yield;
  t = ClockCycles - t;
  delay(200);
  cout << pid << "\t: cycles - " << t << "; on sched - " << (t/N) / 2 << endl;
  exit(EXIT_SUCCESS);
 }

Два одновременно выполняющихся процесса настолько симметричны и идентичны, что они даже не анализируют PID после выполнения fork, они только в максимальном темпе «перепасовывают» друг другу активность, как волейболисты делают это с мячом (рис. 2.2).

Рис. 2.2. Симметричное взаимодействие потоков

Рисунок 2.2 иллюстрирует взаимодействие двух идентичных процессов: вся их «работа» состоит лишь в том, чтобы как можно быстрее передать управление партнеру. Такую схему, когда два и более как можно более идентичных потоков или процессов в максимально высоком темпе (на порядок превосходящем последовательность «естественной» RR-диспетчеризации) обмениваются активностью, мы будем неоднократно использовать в дальнейшем для различных механизмов, называя ее для простоты «симметричной схемой».

Примечание

Чтобы максимально упростить код приложения, при его написании мы не трогали события «естественной» диспетчеризации, имеющие место при RR-диспетчеризации каждые 4 системных тика (по умолчанию это ~4 миллисекунды). Как сейчас покажут результаты, события принудительной диспетчеризации происходят с периодичностью порядка 1 микросекунды, т.e. в 4000 раз чаще, и возмущения, возможно вносимые RR-диспетчеризацией, можно считать не настолько существенными.

Вот результаты выполнения этой программы:

 # nice -n-19 p5 1000000
 1069102 : cycles - 1234175656; on sched — 617
 0 : cycles - 1234176052; on sched - 617
 # nice -n-19 p5 100000
 1003566 : cycles - 123439225; on sched — 617
 0 : cycles - 123440347; on sched - 617
 # nice -n-19 p5 10000
 1019950 : cycles - 12339084; on sched — 616
 0 : cycles - 12341520; on sched - 617
 # nice -n-19 p5 1000
 1036334 : cycles - 1243117; on sched — 621
 0 : cycles - 1245123; on sched - 622
 # nice -n-19 p5 100
 1052718 : cycles - 130740; on sched — 653
 0 : cycles - 132615; on sched - 663

Видна на удивление устойчивая оценка, практически не зависящая от общего числа актов диспетчеризации, изменяющегося на 4 порядка.

Отбросив мелкие добавки, привносимые инкрементом и проверкой счетчика цикла, можно считать, что передача управления от процесса к процессу требует порядка 600 циклов процессора (это порядка 1,2 микросекунды на компьютере 533 МГц, на котором выполнялся этот тест).

Потоки

Последующие расширения [14] POSIX специфицируют широкий спектр механизмов «легких процессов» — потоков (группа API pthread_*). Техника потоков вводит новую парадигму программирования вместо уже ставших традиционными UNIX-методов. Это обстоятельство часто недооценивается. Например, использование pthread_create вместо fork может на порядки повысить скорость реакций, особенно в ОС с отсутствием механизмов COW (copy on write) при создании дубликатов физических страниц RAM сегментов данных (таких как QNX, хотя механизмы COW вряд ли вообще применимы в ОС реального времени) [4]. Другой пример: использование множественных потоков вместо ожиданий на множестве дескрипторов в операторе select.

14

Часто в публикациях ссылаются на расширения реального времени POSIX 1003b (1993). Но POSIX 1003b не описывают группу pthread_*, хотя именно в этой редакции определены семафоры sem_t. У. Стивенс [2] указывает, что программные потоки POSIX определены в редакции 1003.1 (1995).