Параллельное программирование на С++ в действии

  std::lock_guard lock(m);

  if (data.empty()) throw empty_stack();

  std::shared_ptr const res(std::make_shared(data.top()));

  data.pop(); ←┐Перед тем как модифицировать стек

  return res;  │в функции pop(), выделяем память

 }             │для возвращаемого значения

 void pop(T& value) {

  std::lock_guard lock(m);

  if (data.empty()) throw empty_stack();

  value = data.top();

  data.pop();

 }

 bool empty() const {

  std::lock_guard lock(m);

  return data.empty();

 }

};

Эта реализация стека даже допускает копирование — копирующий конструктор захватывает мьютекс в объекте-источнике, а только потом копирует внутренний стек. Копирование производится в теле конструктора (1), а не в списке инициализации членов, чтобы мьютекс гарантированно удерживался в течение всей операции.

Обсуждение функций top() и pop() показывает, что проблематичные гонки в интерфейсе возникают из-за слишком малой гранулярности блокировки — защита не распространяется на выполняемую операцию в целом. Но при использовании мьютексов проблемы могут возникать также из-за слишком большой гранулярности, крайним проявление этого является применение одного глобального мьютекса для защиты всех разделяемых данных. В системе, где разделяемых данных много, такой подход может свести на нет все преимущества параллелизма, постольку потоки вынуждены работать но очереди, даже если обращаются к разным элементам данных. В первых версиях ядра Linux для многопроцессорных систем использовалась единственная глобальная блокировка ядра. Это решение работало, но получалось, что производительность одной системы с двумя процессорами гораздо ниже, чем двух однопроцессорных систем, а уж сравнивать производительность четырёхпроцессорной системы с четырьмя однопроцессорными вообще не имело смысла — конкуренция за ядро оказывалась настолько высока, что потоки, исполняемые дополнительными процессорами, не могли выполнять полезную работу. В последующих версиях Linux гранулярность блокировок ядра уменьшилась, и в результате производительность четырёхпроцессорной системы приблизилась к идеалу — четырехкратной производительности однопроцессорной системы, так как конкуренция за ядро значительно снизилась.

При использовании мелкогранулярных схем блокирования иногда для защиты всех данных, участвующих в операции, приходится захватывать более одного мьютекса. Как отмечалось выше, бывают случаи, когда лучше повысить гранулярность защищаемых данных, чтобы для их защиты хватило одного мьютекса. Но это не всегда желательно, например, если мьютексы защищают отдельные экземпляры класса. В таком случае блокировка «на уровень выше» означает одно из двух: передать ответственность за блокировку пользователю или завести один мьютекс, который будет защищать все экземпляры класса. Ни одно из этих решений не вызывает восторга.

Но когда для защиты одной операции приходится использовать два или более мьютексов, всплывает очередная проблема: взаимоблокировка. По природе своей она почти противоположна гонке: если в случае гонки два потока состязаются, кто придет первым, то теперь каждый поток ждет другого, и в результате ни тот, ни другой не могут продвинуться ни на шаг.

3.2.4. Взаимоблокировка: проблема и решение

Представьте игрушку, состоящую из двух частей, причем для игры необходимы обе части, — например, игрушечный барабан и палочки. Теперь вообразите двух ребятишек, которые любят побарабанить. Если одному дать барабан с палочками, то он будет радостно барабанить, пока не надоест. Если другой тоже хочет поиграть, то ему придётся подождать, как бы это ни было печально. А теперь представьте, что барабан и палочки закопаны где-то в ящике для игрушек (порознь), и оба малыша захотели поиграть с ними одновременно. Один отыскал барабан, а другой палочки. И оба оказались в тупике — если кто-то один не решится уступить и позволить поиграть другому, то каждый будет держаться за то, что имеет, требуя, чтобы другой отдал недостающее. В результате побарабанить не сможет никто.

А теперь от детей и игрушек перейдём к потокам, ссорящимся по поводу захвата мьютексов, — оба потока для выполнения некоторой операции должны захватить два мьютекса, но сложилось так, что каждый поток захватил только один мьютекс и ждет другого. Ни один поток не может продолжить, так как каждый ждет, пока другой освободит нужный ему мьютекс. Такая ситуация называется взаимоблокировкой; это самая трудная из проблем, возникающих, когда для выполнения операции требуется захватить более одного мьютекса.