6.1810: Operating System Engineering 2023 ＜Lab6: Multithreading＞

一、本节任务

二、要点

2.1 锁（Locking）

在多 CPU 或者单 CPU 多线程并发的场景中，对临界资源（或者说共享资源）的访问如果不加以限制，可能会引发一些严重的问题，比如当两个线程同时对一个共享数据写的时候，这个共享数据的值就会变为最后一个写的内容，并且会覆盖前一个写的内容。这时候，就有人引入了一些并发控制（concurrency control）技术来避免并发场景中的这些问题。

其中最常用的就是锁，锁提供了互斥性，保证了在任何时刻只能有一个线程持有它，并且对于锁所保护的对象，只有持有锁的线程才能操作它，其他想要操作该对象的线程必须等待锁的释放。虽然锁能很好地保护临界资源，但是过度使用锁也会导致系统的并发性能下降（毕竟其他想要访问该资源的线程只能等待或阻塞）。

比如，在 xv6 中访问临界资源时，可以使用 acquire 和 release 来获取和释放锁，在 acquire 和 release 之间的区域被称为临界区（critical section）。

在 xv6 中有两种类型的锁，一种是自旋锁（spinlock），另一种为睡眠锁（如信号量）。

自旋锁最多只能被一个可执行线程持有，持有自旋锁的线程无法让出 CPU。其他想要获取该锁的线程会一直进行忙循环-旋转-等待锁重新可用。自旋锁不应该被长时间持有，因为其他想要获取该锁的线程会循环等待。自旋锁可以用在中断处理程序中（此处不能使用信号量，因为信号量机制会导致睡眠，前面说过中断处理程序要求尽快执行完）。

信号量是一种睡眠锁。如果有一个线程试图获得一个已经被占用的信号量时，信号量会将其推进一个等待队列，然后让其睡眠。信号量适用于锁会被长时间持有的情况。信号量不能在中断程序中使用，因为在中断上下文中是不能进行调度的。在请求信号量的时候不能占用自旋锁，因为持有自旋锁时是不能睡眠的。可以使用信号量而不是自旋锁来使得在发生争用时，等待的线程能投入睡眠，而不是旋转。

在请求多个锁时，所有线程要使用相同的请求顺序，否则可能造成死锁（deadlock）的问题。

死锁详解和解决办法_避免死锁的三种方法-CSDN博客

xv6 为了避免线程在持有锁的时候进入中断处理函数，在获取自旋锁后，会关闭中断。

在某些场景中，编译器会对代码进行一些优化，比如打乱指令顺序来提高性能，这时候如果要保护的临界区域的内容被优化到临界区之外时，可能会导致一些问题，这时候可以使用内存屏障（memory barrier）来告诉编译器和 CPU 不要重新排序加载或存储。

对于需要长时间等待的操作来说，睡眠锁是十分好的，比如在需要操作一块磁盘区域的时候，该操作十分耗费时间，线程等待锁的时间也十分长，这时候使用睡眠锁可以让等待的线程进入阻塞状态，这时候就可以让其他线程先执行。

2.2 调度（Scheduling）

struct proc in proc.h

  p->trapframe holds saved user thread's registers

  p->context holds saved kernel thread's registers

  p->kstack points to the thread's kernel stack

  p->state is RUNNING, RUNNABLE, SLEEPING, &c

  p->lock protects p->state (and other things...)

在 xv6 中，有两种情况会导致进程切换：

• 第一种，xv6 的 sleep 和 wakeup 机制可能会导致进程切换。
• 第二种，xv6 中的定时器中断每次会导致进程切换。

从一个线程切换到另外一个线程需要保存当前线程的寄存器，并且恢复新进程的寄存器；其中 program counter 和 stack pointer 两个寄存器意味着线程的执行位置和栈指针会被保存，因为 CPU 会切换到新进程的位置执行并且切换到新进程的栈。

在 xv6 中，swtch 函数（kernel/swtch.S）实现内核线程的切换（如上图所示），swtch 会保存和恢复一系列的寄存器，这些寄存器被称为上下文（contexts）。当当前进程需要放弃 CPU 的时候，这个进程的内核线程调用 swtch 函数来保存当前上下文并且恢复调度器（scheduler）的上下文。swtch 函数的代码如下：

.globl swtch
swtch:
        sd ra, 0(a0)
        sd sp, 8(a0)
        sd s0, 16(a0)
        sd s1, 24(a0)
        sd s2, 32(a0)
        sd s3, 40(a0)
        sd s4, 48(a0)
        sd s5, 56(a0)
        sd s6, 64(a0)
        sd s7, 72(a0)
        sd s8, 80(a0)
        sd s9, 88(a0)
        sd s10, 96(a0)
        sd s11, 104(a0)

        ld ra, 0(a1)
        ld sp, 8(a1)
        ld s0, 16(a1)
        ld s1, 24(a1)
        ld s2, 32(a1)
        ld s3, 40(a1)
        ld s4, 48(a1)
        ld s5, 56(a1)
        ld s6, 64(a1)
        ld s7, 72(a1)
        ld s8, 80(a1)
        ld s9, 88(a1)
        ld s10, 96(a1)
        ld s11, 104(a1)
        
        ret

swtch 函数有两个参数，一个是 struct context *old，也就是当前线程的上下文，另外一个是 struct context *new，即新线程的上下文。从上述代码可以看出，swtch 函数仅仅保存了函数调用约定中 callee 需要保存的寄存器（保存 ra 的目的是为了在 ret 指令后能返回到新线程对应位置执行，因此也不需要保存 pc 寄存器），而返回的位置一般是调用 swtch 函数之后：

返回之后程序会恢复函数调用约定中 caller 需要保存的一系列寄存器（C 编译器在 caller 中生成代码，以在栈上保存 caller 保存的寄存器），从而完整恢复线程的上下文。

切换到当前 CPU 运行的 scheduler 线程后，由 scheduler 线程选择下一个需要运行的线程，然后调用 swtch 切换至该进程：

2.2 Sleep and wakeup

调度和锁能帮我们向其他进程隐藏执行细节，但是外面需要一些手段来帮助进程来进行有意地交互。例如，一个 pipe 的读进程必须等待写进程产生数据；一个父进程的 wait 必须等待子进程 exit；进程读写磁盘则需要磁盘硬件完成读写操作。在 xv6 中使用 sleep 和 wakeup 来解决这些问题，sleep 可以让内核线程等待某个特定事件的发生，而其他线程能使用 wakeup 来告诉另外一个线程其等待的某个事件需要被处理。sleep 和 wakeup 机制也被称为 sequence coordination 或者 conditional synchronization 机制（其实就是一种同步机制，并且和 spinlock 不一样，这种同步机制在等待的时候会让出 CPU，而不是轮询）。 

下面是 sleep 函数的源码：

// Atomically release lock and sleep on chan.
// Reacquires lock when awakened.
void
sleep(void *chan, struct spinlock *lk)
{
  struct proc *p = myproc();
  
  // Must acquire p->lock in order to
  // change p->state and then call sched.
  // Once we hold p->lock, we can be
  // guaranteed that we won't miss any wakeup
  // (wakeup locks p->lock),
  // so it's okay to release lk.

  acquire(&p->lock);  //DOC: sleeplock1
  release(lk);

  // Go to sleep.
  p->chan = chan;
  p->state = SLEEPING;

  sched();

  // Tidy up.
  p->chan = 0;

  // Reacquire original lock.
  release(&p->lock);
  acquire(lk);
}

wakeup 函数的源码：

// Wake up all processes sleeping on chan.
// Must be called without any p->lock.
void
wakeup(void *chan)
{
  struct proc *p;

  for(p = proc; p < &proc[NPROC]; p++) {
    if(p != myproc()){
      acquire(&p->lock);
      if(p->state == SLEEPING && p->chan == chan) {
        p->state = RUNNABLE;
      }
      release(&p->lock);
    }
  }
}

想象一下，如果在 sleep 函数将线程设置为 SLEEPING 状态之前调用 wakeup 函数，会发生什么问题。很明显，这会导致被 sleep 线程永远都无法被唤醒。

xv6 使用锁来避免这种情况，如下图，在调用 sleep 函数之前，会先申请请求对象的锁 s->lock：

然后 sleep 再去获取线程的锁 p->lock，获取到线程的锁之后，这时候再释放请求对象的锁 s->lock 就是安全的了，因为就算此时 wakeup 函数开始执行，也会卡在 acquire(&p->lock); 这一步，只有等待当前线程设置状态为 SLEEPING，并且切换到其他线程释放 p->lock 后，wakeup 函数才能开始判断线程状态，并且将其唤醒。

三、Lab: Multithreading

这个 lab 会让你熟悉多线程，实现一个用户级别的线程包，并且实现一个屏障（barrier）。

3.1 Uthread: switching between threads (moderate) 

在这部分你需要为用户级别的线程设计一个上下文切换机制，并且实现它。在 user 目录下有 uthread.c 和 uthread_switch.S，uthread.c 里包括了用户级别的线程包的实现（部分代码要你自己写），uthread_switch.S 则为上下文切换的汇编（也需要你自己实现）。

实现：

首先在 uthread.c 中声明线程上下文结构体（之所以不需要全部寄存器的原因在上面已经说到了，和内核实现 swtch 的原理是一样的），然后到 thread 结构体中添加 context 成员：

struct thread_context {
  /*   0 */ uint64 ra;
  /*   8 */ uint64 sp;

  // callee-saved
  uint64 s0;
  uint64 s1;
  uint64 s2;
  uint64 s3;
  uint64 s4;
  uint64 s5;
  uint64 s6;
  uint64 s7;
  uint64 s8;
  uint64 s9;
  uint64 s10;
  uint64 s11;
};

struct thread {
  char       stack[STACK_SIZE]; /* the thread's stack */
  int        state;             /* FREE, RUNNING, RUNNABLE */
  struct thread_context context;
};

thread_create 函数会初始化线程， sp 寄存器指向线程的栈顶，ra 寄存器指向线程的入口函数：

void
thread_create(void (*func)())
{
  struct thread *t;

  for (t = all_thread; t < all_thread + MAX_THREAD; t++) {
    if (t->state == FREE) break;
  }
  t->state = RUNNABLE;
  // YOUR CODE HERE
  t->context.sp = (uint64)((char *)t->stack + STACK_SIZE);
  t->context.ra = (uint64)func;
}

thread_schedule 函数在找到可执行的线程后，使用 thread_switch() 函数切换到下一个线程执行：

thread_schedule(void)
{
  struct thread *t, *next_thread;

  /* Find another runnable thread. */
  next_thread = 0;
  t = current_thread + 1;
  for(int i = 0; i < MAX_THREAD; i++){
    if(t >= all_thread + MAX_THREAD)
      t = all_thread;
    if(t->state == RUNNABLE) {
      next_thread = t;
      break;
    }
    t = t + 1;
  }

  if (next_thread == 0) {
    printf("thread_schedule: no runnable threads\n");
    exit(-1);
  }

  if (current_thread != next_thread) {         /* switch threads?  */
    next_thread->state = RUNNING;
    t = current_thread;
    current_thread = next_thread;
    /* YOUR CODE HERE
     * Invoke thread_switch to switch from t to next_thread:
     * thread_switch(??, ??);
     */
    thread_switch((uint64)&t->context, (uint64)&next_thread->context);
  } else
    next_thread = 0;
}

thread_switch 函数保存当前线程的上下文，并且恢复新线程的上下文： 

thread_switch:
        /* YOUR CODE HERE */
        sd ra, 0(a0)
        sd sp, 8(a0)
        sd s0, 16(a0)
        sd s1, 24(a0)
        sd s2, 32(a0)
        sd s3, 40(a0)
        sd s4, 48(a0)
        sd s5, 56(a0)
        sd s6, 64(a0)
        sd s7, 72(a0)
        sd s8, 80(a0)
        sd s9, 88(a0)
        sd s10, 96(a0)
        sd s11, 104(a0)

        ld ra, 0(a1)
        ld sp, 8(a1)
        ld s0, 16(a1)
        ld s1, 24(a1)
        ld s2, 32(a1)
        ld s3, 40(a1)
        ld s4, 48(a1)
        ld s5, 56(a1)
        ld s6, 64(a1)
        ld s7, 72(a1)
        ld s8, 80(a1)
        ld s9, 88(a1)
        ld s10, 96(a1)
        ld s11, 104(a1)
        ret    /* return to ra */

使用 gdb 调试：

file user/_uthread
b uthread.c:60   // thread_switch 函数的位置
p/x *next_thread // p/x 表示以 16 进制的格式打印 next_thread 指向的内容
x/x next_thread->stack // x/x 表示以 16 进制打印 next_thread->stack 的地址

b thread_switch // 在 thread_switch 函数处设置断点

3.2 Using threads (moderate)

这部分给我们一个程序 ph.c，里面程序会 put 数据到一个 hashtable 中，然后再从 hashtable 中 get 数据，单线程运行的时候是正常的，但是在多线程运行的时候会出现 key missing 的情况，需要我们使用锁来保护多线程中对 hashtable 的修改，并且修改后还要保证多线程相比于单线程的加速。代码如下：

每个 hash bucket 都使用一个锁来保护，使用 init_locks() 函数来初始化该锁：

pthread_mutex_t lock[NBUCKET];

void init_locks()
{
  for(int i = 0; i < NBUCKET; i++){
    pthread_mutex_init(&lock[i], NULL);
  }
}

在 put 中使用对应的锁来保护对 hashtable 的写操作，读和写并不冲突（因为该例中并不关心 value 的内容，只关心 key 是否插入） ，当两个线程同时对一个 hashtable 进行 insert 操作时，可能会由于并发导致某个 key 丢失，所以对这部分加锁即可：

static
void put(int key, int value)
{
  int i = key % NBUCKET;

  // is the key already present?
  struct entry *e = 0;
  for (e = table[i]; e != 0; e = e->next) {
    if (e->key == key)
      break;
  }

  pthread_mutex_lock(&lock[i]);
  if(e){
    // update the existing key.
    e->value = value;
  } else {
    // the new is new.
    insert(key, value, &table[i], table[i]);
  }
  pthread_mutex_unlock(&lock[i]);
}

pthread_create() 可以创建线程，pthread_join() 会挂起调用线程，等待被调用线程被终止，pthread_mutex_lock() 则是请求互斥锁的函数。

​​​​​pthread_create()

pthread_join() 

pthread_mutex_lock() 

3.3 Barrier(moderate)

这部分需要我们实现一个屏障，即在所有线程到达屏障之前，都必须等待，直到所有线程到达才能继续往下执行，其实就是一种同步方法。代码如下，使用互斥锁 bstate.barrier_mutex 来保证对 barrier 修改是原子的，使用 pthread_cond_wait() 函数让当前线程在 cond 上睡眠，等待最后一个线程到来使用 pthread_cond_broadcast() 来将所有在 cond 上睡眠的线程唤醒：

static void
barrier()
{
  // YOUR CODE HERE
  //
  // Block until all threads have called barrier() and
  // then increment bstate.round.
  //
  pthread_mutex_lock(&bstate.barrier_mutex);
  bstate.nthread++;
  if(bstate.nthread == nthread){
    pthread_cond_broadcast(&bstate.barrier_cond);
    bstate.round++;
    bstate.nthread = 0;
  }
  else
    pthread_cond_wait(&bstate.barrier_cond, &bstate.barrier_mutex);
  pthread_mutex_unlock(&bstate.barrier_mutex);
}

最后成功通过测验。