一些经典互斥算法的实现

虽然说是没啥卵用的东西，但学习证明它为什么是互斥的还是有点意思

定义

箭头$A \to B$表示事件$A$先于$B$的意思，$I(A,B)$为$A$和$B$之间的间隔，多个不存在$\to$关系的间隔就称为是并发的

$CS_A^k$表示线程$A$第$k$次进入临界区里头的时间段

临界区的开始需要调用lock()，结束需要调用unlock()

锁算法的特性

1. 【必须】互斥：不同线程的临界区无重叠，设线程$A,B$和任意整数$j,k$，要么满足$CS_A^k \to CS_B^j$，要么满足$CS_B^j \to CS_A^k$
2. 【必须】无死锁：一个线程尝试获得锁，总会成功获得，否则一定存在其它线程多次执行临界区
3. 【可选】无饥饿：每一个试图获得锁的线程最终都能成功

LockOne算法

LockOne是一种双线程锁算法，$flag$表示对资源感兴趣，并且过程是谦让的（但不知道是谁让谁）

LockOne类内部伪代码如下

class LockOne {
    bool[] flag = bool[2];
    lock() {
    	i = currentThread.getID();
        // 假设线程ID只有0和1
        // 并且假定这些变量都是满足可见性的
        j = i^1;
        flag[i] = true; // 我感兴趣
        while(flag[j]); // 等待直到对方失去兴趣
	}
    unlock() {
        int i = currentThread.getID();
        flag[i] = false;
    }
}

对于一个算法，如何较为严格的证明它是互斥（安全）的？

接下来学习使用反证法来证明该算法的互斥

证明互斥

为了防止语文不过关，记$write_A(x,v)$为$A$将$x$赋值为$v$，$read_A(x,v)$为$A$从$x$读取到$v$

互斥不成立的条件：那就是不满足“要么$CS_A^k \to CS_B^j$，要么$CS_B^j \to CS_A^k$”的条件

观察算法的lock过程：

1. $write_A(flag[A],true) \to (wait) \to read_A(flag[B],false) \to CS_A$，这是A进入临界区的前置动作，read操作是决定进入临界区的关键
2. 同理，$write_B(flag[B],true) \to read_B(flag[A],false) \to CS_B$

考虑不满足互斥的情况下，$CS_A$进入后仍能进行$CS_B$的执行，那就有$1 \to 2$的过程（即满足决定进入$CS_B$的read操作），而无需unlock，化简得出

$$write_A(flag[A],true) \to read_B(flag[A],false)$$

很显然这是矛盾的

死锁的存在

再重新观察一下过程

$$write_A(flag[A],true) \to read_A(flag[B],false) \to CS_A$$ $$write_B(flag[B],true) \to read_B(flag[A],false) \to CS_B$$

线程在进入$CS$之前是没有约束的

如果线程交叉执行，导致$write_A(flag[A],true)\&write_B(flag[B],true)$

这样无法执行$read_A(flag[B],false) \| read_B(flag[A],false)$的任意一步

这样就进入死锁状态了

要想保证死锁不发生，那就要一个线程在进入临界区后再启动另一个线程

LockTwo

同样是伪代码，$x$表示谦让别人/自我牺牲的ID（无法感知别人的存在）

LockTwo {
    int x;
    lock() {
        i = get_threadID();
        x = i; // 依然保证可见性
        while(x == i);
    }
    unlock() {}
}

证明互斥

同样的分析过程，观察

$$write_A(x,A) \to read_A(x,B) \to CS_A$$ $$write_B(x,B) \to read_B(x,A) \to CS_B$$

要想达成$read_A(x,B)$，则需要$write_B(x,B)$（先于），既$write_B(x,B) \to read_A(x,B)$

如果不满足互斥，$write_A(x,A) \to write_B(x,B) \to read_B(x,A)$

这也确定了该情况是矛盾的

单线程阻塞

由上面的过程可看出，这种算法的奇葩在于必须并发执行才能实现互斥（自己看看条件吧，写公式真累）

Peterson锁

当把LockOne和LockTwo结合时，则有一个完美的双线程互斥锁算法（满足前面提到的三大特性）

class Peterson {
    bool flag[2];
    int x;
    lock() {
        i = id();
        j = i^1;
        flag[i] = true; // 我感兴趣
        x = i;          // 但你先走
        while(flag[j] && x == i);
    }
    unlock() {
        i = id();
        flag[i] = false;
    }
}

证明互斥

（一个意思，略）

过滤锁

过滤锁是支持$n$线程的互斥协议，设有$n-1$个称为层的等候室，线程要想获得锁，必须穿过所有的层

$level[A]$表示$A$尝试进入（感兴趣）的最高层次

总之就是地铁站逐层过滤的意思

class Filter<n> { // 伪代码，别较真
    int level[n] = {0};
    int x[n]; // index0不使用
    lock() {
        int id = getID();
        for(i:[1,n)) {
            level[id] = i;
            x[i] = id;
            while(level[k] >= i && x[i] == id); // 存在 k != id
        }
    }
    unlock() {
        level[getid()] = 0;
    } 
}

Bakery锁

$Bakery$锁是通过分布式版本来保证FCFS：线程获得序号，一直等待直到没有序号比自己更早尝试进入（面包店）

$flag[A]$表示线程$A$对资源是否感兴趣，$label[A]$表示进入资源的次序

class Bakery<n> {
    bool flag[n]; // false
    int label[n]; // 0
    lock() {
        id = getID();
        flag[id] = true;
        label[i] = max(label[0,n))+1;
        while(flag[k]&&(label[k]<label[i] || (label[k]==label[i]&&k<i)));
    }
    unlock() {
        flag[getID()] = false;
    }
}

多线程互斥总结

对于Filter和Bakery锁，他们都是互斥、无死锁、无饥饿的

但对于$n$个线程的无死锁互斥算法，在最坏情况下至少需要读/写$n$个不同的存储单元，而且不可避免

参考

《多处理器编程的艺术》 Chapter.2