Олег Цилюрик - QNX/UNIX: Анатомия параллелизма
• выполняются все процедуры завершения, занесенные ранее в стек завершения вызовами pthread_cleanup_push();
• выполняются деструкторы собственных данных потока;
• отменяемый поток завершается;
• процесс отмены — асинхронный с точки зрения вызывающего pthread_cancel() кода, поэтому вызывающий отмену поток должен дождаться завершения потока на вызове pthread_join().
Прежде всего, поток может вообще отказаться выполнять любые отмены, вызвав из своей функции потока:
int pthread_setcancelstate(int state, int* oldstate);
где state и oldstate — устанавливаемое и установленное ранее (возвращаемое вызовом) состояния отмены потока, которые могут принимать значения PTHREAD_CANCEL_DISABLE либо PTHREAD_CANCEL_ENABLE. (Естественно, как и во многих функциях с подобным прототипом, значением oldstate может быть NULL, и тогда нам не нужно возвращать ранее установленное состояние.)
Далее, даже если для потока установлено состояние завершаемости (также называемое «состоянием отмены») PTHREAD_CANCEL_ENABLE (это значение по умолчанию при создании потока), поток может переопределить еще и тип отмены, вызвав:
int pthread_setcanceltype(int type, int* oldtype);
где type и oldtype — как и в предыдущем случае, новое и ранее установленное значения типа отмены потока, которые могут принимать значения PTHREAD_CANCEL_ASYNCHRONOUS (асинхронный по отмене поток) либо PTHREAD_CANCEL_DEFERRED (синхронный по отмене поток). Значением по умолчанию, устанавливаемым при создании потока, является PTHREAD_CANCEL_DEFERRED, хотя предписываемым POSIX умолчанием является PTHREAD_CANCEL_ASYNCHRONOUS.
Обе рассмотренные функции установок[23] параметров отмены при успешном выполнении возвращают значение EOK.
Итак, действия потока на запрос его завершения будут определяться текущей комбинацией двух установленных для него параметров: состоянием и типом отмены.
Теперь о том, чем же отличается отмена асинхронно и синхронно завершаемых потоков. Поток с асинхронным типом отмены (установленный с PTHREAD_CANCEL_ASYNCHRONOUS) может быть отменен в любой произвольный момент времени, то есть он всегда «свободен» для отмены и отмена производится немедленно. Поток с синхронным типом отмены (установленный с PTHREAD_CANCEL_DEFERRED) может быть остановлен только в тех точках выполнения потока, когда ему «удобно», и соответствующие места в программе называются точками отмены. При поступлении запроса на отмену такого потока (после выполнения извне pthread_cancel()) запрос помещается в очередь, а процесс отмены активизируется только после того, как отменяемый поток в ходе своего выполнения достигнет очередной точки отмены. Как определяются (создаются) точки отмены в коде потока? Для этого служит функция:
void pthread_testcancel(void);
Каждый вызов pthread_testcancel() тестирует очередь поступивших запросов на отмену на предмет наличия запросов, и если таковой запрос есть, процесс отмены активизируется. Если в коде отсутствуют вызовы pthread_testcancel(), то в нем практически отсутствуют точки отмены и поток становится неотменяемым (подобно установке его состояния отмены в PTHREAD_CANCEL_DISABLE). Поэтому при выполнении длительных вычислений функцию pthread_testcancel() следует периодически вызывать в потоковой функции в тех точках, где потенциальная отмена потока не опасна.
Примечание(Очень важно!) Достаточно много библиотечных функций могут сами устанавливать точки отмены. Более того, такие функции могут косвенно вызываться из других функций в программе и тем самым неявно устанавливать точки отмены. Информацию о таких функциях следует искать в справочной man-странице по функции pthread_testcancel(). В результате этого эффекта можно получить отмену потока не в той точке, которую вы считаете безопасной и которую явно отмечаете вызовом pthread_testcancel(), а ранее этой точки — когда будет вызвана одна из таких функций. А это, очевидно, вовсе не то, на что вы рассчитывали!
Если состояние отмены потока, как это описывалось ранее, установлено в PTHREAD_CANCEL_DISABLE, то никакая расстановка точек отмены не имеет эффекта и поток остается неотменяемым.
Покажем, как могут быть использованы все эти предосторожности в коде функции потока, чтобы сделать код безопасным с позиции возможной асинхронной отмены потока извне:
void* function(void* data) {
int state;
pthread_setcancelstate(PTHREAD_CANCEL_DISABLE, &state);
// ... здесь выполняется инициализация ...
pthread_setcanceltype(PTHREAD_CANCEL_DEFERRED, NULL);
pthread_setcancelstate(&state, NULL);
while (true) {
struct blockdata *blk = new blockdata;
// ... обработка блока данных blk ...
delete blk;
pthread_testcancel();
}
}
...
pthread_t tid;
...
pthread_create(&tid, NULL, function, NULL);
...
pthread_cancel(tid); // отмена потока
void* res;
pthread_join(tid, &res); // ожидание отмены
if (res != PTHREAD_CANCELED)
cout << "Что-то не так!" << endl;
Наконец, в QNX (но не в POSIX) существует вызов, подобный pthread_cancel(), принудительно отменяющий поток независимо от его установок («желания»):
int pthread_abort(pthread_t thread);
В отличие от pthread_cancel(), этот вызов принудительно и немедленно отменяет поток. Кроме того, никакие процедуры завершения и деструкторы собственных данных потока не выполняются. Очевидно, что в результате такого «завершения» состояния объектов процесса будут просто неопределенными, поэтому такой вызов крайне опасен. При таком способе отмены в программный код, ожидающий завершения на pthread_join(), в качестве результата завершения возвращается константа (тип void*) PTHREAD_ABORTED (аналогично возвращается константа PTHREAD_CANCELED при выполнении pthread_cancel()).
Но и этих мер безопасности недостаточно на все случаи жизни, поэтому механизм потоков предусматривает еще один уровень (механизм) страховки.
Стек процедур завершения
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]):
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 execute ненулевое, 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);
}
}
«Легковесность» потока
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):
Затраты на порождение нового процессаstruct 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);
