Простейший пример взаимной блокировки

Шаг	Процесс 1	Процесс 2
0	Хочет захватить A и B, начинает с A	Хочет захватить A и B, начинает с B
1	Захватывает ресурс A	Захватывает ресурс B
2	Ожидает освобождения ресурса B	Ожидает освобождения ресурса A
3	Взаимная блокировка

Отладка взаимных блокировок, как и других ошибок синхронизации, усложняется тем, что для их возникновения нужны специфические условия одновременного выполнения нескольких процессов (в вышеописанном примере если бы процесс 1 успел захватить ресурс B до процесса 2, то ошибка не произошла бы).

Livelock

Это слово означает такую ситуацию: система не «застревает» (как в обычной взаимной блокировке), а занимается бесполезной работой, её состояние постоянно меняется — но, тем не менее, она «зациклилась», не производит никакой полезной работы.

Жизненный пример такой ситуации: двое встречаются лицом к лицу. Каждый из них пытается посторониться, но они не расходятся, а несколько секунд сдвигаются в одну и ту же сторону.

Поиск взаимных блокировок осуществляется путем построения и анализа графа ожидания. В графе ожидания узлами отмечаются процессы и объекты. Блокировки отмечаются рёбрами, направленными от узла, соответствующего захваченному объекту, к узлу, соответствующему захватившему его процессу. Ожидания отмечаются рёбрами, направленными от узла, соответствующего ожидающему процессу, к узлу, соответствующему ожидаемому объекту.

Цикл в графе ожидания соответствует взаимной блокировке. Существует специальный алгоритм поиска циклов в графе .

Существуют алгоритмы удаления взаимной блокировки. В то же время, выполнение алгоритмов поиска удаления взаимных блокировок может привести к livelock — взаимная блокировка образуется, сбрасывается, снова образуется, снова сбрасывается и так далее.

Кроме того, эти алгоритмы реализуются менеджером ресурсов — программой, отвечающей за блокировку и разблокировку. Если же часть занятых в блокировке ресурсов распределяется кем-то другим, обнаружение взаимной блокировки невозможно. К примеру, СУБД Oracle обнаруживает взаимную блокировку запросов к её базам данных, но если в приведенном примере объекты — это поле базы и, к примеру, файл на жестком диске, взаимная блокировка обнаружена не будет — СУБД этот файл не обрабатывает и для неё взаимной блокировки нет.

Практически об устранении взаимных блокировок надо заботиться ещё на этапе проектирования системы — это единственный более-менее надежный способ с ними бороться. В крайнем случае, когда основная концепция не допускает возможности избежать взаимных блокировок, следует хотя бы строить все запросы ресурсов так, чтобы такие блокировки безболезненно снимались.

Классический способ борьбы с проблемой — разработка иерархии блокировок, установление правила, что некоторые блокировки никогда не могут захватываться в состоянии, в котором уже захвачены какие-то другие блокировки. Говоря точно, речь о разработке отношения сравнения между блокировками, и о запрете захвата «большей» блокировки в состоянии, когда уже захвачена «меньшая».

В некоторых случаях, особенно в поделенных на модули архитектурах, это является проблемой. Так, например, в межмодульном интерфейсе приходится вводить вызовы, которые не делают ничего, кроме захвата и освобождения неких блокировок в модуле. Такой подход используется в файловых системах Windows в интерфейсе их взаимодействия с подсистемами кэша и виртуальной памяти.

В файловой системе существуют блокировки, «защищающие» переменные «размер файла» и «длина реально записанных данных в файле». В некоторых случаях возможно исполнение ввода-вывода на диск с удержанием этих блокировок.

Исполнение же ввода-вывода, в том числе построение запросов ввода-вывода, требует взятия блокировок низкого уровня уже в подсистеме виртуальной памяти, и следующий за этим вызов в файловую систему.

Для реализации этого шаблона файловая система предоставляет подсистеме виртуальной памяти вызовы, специально предназначенные для захвата блокировок.

Есть способы избежания данной проблемы:

1. Не бери ложку, если не положил вилку

2. Бери ложку и вилку сразу (WaitForMultipleObjects)

Для того чтобы избежать взаимной блокировки можно использовать специальные алгоритмы и методы.

Название	Условия Коффмана	Запатентован	Описание
Алгоритм Банкира	взаимное исключение	н/д	Алгоритм Банкира это алгоритм распределения ресурсов и обхода взаимоблокировок разработанный Э. Дейкстра.
Предотвращение рекурсивных блокировки	взаимное исключение	н/д	Это предотвращает поток от входа в одну и ту же блокировку несколько раз.

Спинлок (англ. Spinlock — циклическая блокировка) — низкоуровневый примитив синхронизации, применяемый в многопроцессорных системах для реализации взаимного исключения.

Физически спинлок представляет собой переменную в памяти и реализуется на атомарных операциях, которые должны присутствовать в системе команд процессора. Каждый процессор, желающий получить доступ к разделяемому ресурсу, атомарно записывает условное значение «занято» в эту переменную, используя аналог операции swap (в архитектуре x86 — xchg). Если предыдущее значение переменной (возвращаемое командой) было «свободно» то считается, что данный процессор получил доступ к ресурсу, в противном случае, процессор возвращается к операции swap и крутится в цикле ожидая, пока спинлок будет освобождён. После работы с разделяемым ресурсом процессор-владелец спинлока должен записать в него условное значение «свободно».

Пример реализации спинлока на ассемблере x86:

mov eax, spinlock_address

mov ebx, SPINLOCK_BUSY

wait_cycle:

lock xchg [eax], ebx

cmp ebx, SPINLOCK_FREE

jnz wait_cycle

;<спинлок захвачен данным процессором, работа с разделяемым ресурсом>

mov eax, spinlock_address

mov ebx, SPINLOCK_FREE

lock xchg [eax], ebx

Более интеллектуальная реализация будет использовать обычную, а не атомарную операцию, для опроса в цикле, а атомарную операцию — только для попыток захвата. Дело в том, что реализация атомарных операций с памятью происходит путем аппаратного блокирования системной шины процессором на время выполнения атомарной операции (которая включает чтение, модификацию и запись). Во время выполнения этих трёх операций выполнение каких-либо других операций на шине невозможно, что снижает производительность других процессоров в системе (если они разделяют общую шину), даже если они не имеют никакого отношения к данному спинлоку.

Также используются т. н. queued spinlocks — «спинлоки с очередью». В них вместо присвоения 0 или 1 в атомарную переменную используется атомарное добавление структуры на голову списка, при том, что голова списка есть атомарная переменная типа «указатель».

Полезные свойства queued spinlockов:

• гарантия порядка предоставления в порядке запроса, гарантия от «голоданий»

• в цикле опроса каждый процессор опрашивает свою локальную переменную

• ровно 1 атомарная операция при захвате и ровно 1 при освобождении

Спинлоки применяются для синхронизации небольших участков кода, когда использование более сложных механизмов неоправданно или невозможно. Реализация примитивов синхронизации и диспетчера потоков обязательно требует блокировок, защищающих списки потоков, готовых к исполнению, и списки потоков, ожидающих на объектах. Такая блокировка может быть только спинлоком ввиду её очень низкого уровня. Таким образом, спинлок есть низший примитив синхронизации, на котором основана реализация всех остальных.