无锁堆栈:在 pop() 期间检查危险指针时出现可见性问题?
Lock-free stack: visibility issue when checking hazard pointers during pop()?
我正在阅读 Anthony William 的 C++ Concurrency in Action。第 7 章描述了开发无锁堆栈的过程,并说明了使无锁编程变得困难的常见问题。具体来说,第 7.2.3 节(使用危险指针检测无法回收的节点)描述了如何使用危险指针来避免数据竞争并确保其他线程不会 delete
一个节点仍然被另一个线程引用。
此代码是该章中说明的 pop()
的迭代之一:
std::shared_ptr<T> pop()
{
std::atomic<void*>& hp = get_hazard_pointer_for_current_thread();
node* old_head = head.load();
do
{
node* temp;
do
{
temp = old_head;
hp.store(old_head);
old_head = head.load();
} while(old_head != temp);
}
while(old_head &&
!head.compare_exchange_strong(old_head,old_head->next));
hp.store(nullptr);
std::shared_ptr<T> res;
if(old_head)
{
res.swap(old_head->data);
if(outstanding_hazard_pointers_for(old_head))
{
reclaim_later(old_head);
}
else
{
delete old_head;
}
delete_nodes_with_no_hazards();
}
return res;
}
我对这个片段有疑问:
if(outstanding_hazard_pointers_for(old_head))
{
reclaim_later(old_head);
}
else
{
delete old_head;
}
危险指针的目的是确保在没有其他线程可能仍在使用它时删除 old_head
。 outstanding_hazard_pointers_for
的建议实施如下:
unsigned const max_hazard_pointers=100;
struct hazard_pointer
{
std::atomic<std::thread::id> id;
std::atomic<void*> pointer;
};
hazard_pointer hazard_pointers[max_hazard_pointers];
bool outstanding_hazard_pointers_for(void* p)
{
for(unsigned i=0; i < max_hazard_pointers; ++i)
{
if(hazard_pointers[i].pointer.load() == p)
{
return true;
}
}
return false;
}
基本上,扫描风险指针数组以检查是否存在指向要查找的节点的指针。我想知道为什么这个操作确实是安全的。执行原子 load()
,即使使用顺序一致的顺序,load()
也可能加载过时值。因此,可能找不到 p
,并且 pop()
将删除仍在使用的节点。
假设发生以下情况:
线程A开始执行pop()
被抢占刚执行前:
while(old_head &&
!head.compare_exchange_strong(old_head,old_head->next));
线程A因此将当前头视为old_head
,它被保存到它的风险指针中。 old_head
将在线程唤醒并尝试弹出头部调用 head.compare_exchange_strong(old_head, old_head->next)
时取消引用。
线程 B 开始调用 pop()
直至
if(outstanding_hazard_pointers_for(old_head))
old_head
将是堆栈的当前头部,即线程 A 引用为 old_head
的同一节点。线程 B 将 不是 delete old_head
当且仅当线程 A 的危险指针 return 上的 load()
是线程 A 存储的最新值。
基本上:我想知道线程 B 是否可以 load()
一个陈旧的值而不是最新的值。换句话说,我不确定为什么线程 A (old_node
).
设置的值 具有 到 return
这个推理的漏洞在哪里?我找不到关于为什么另一个线程上的 hp.store(old_head)
会发生在 hazard_pointers[i].pointer.load()
.
之前的理由
我对代码的理解如下。
如果另一个线程中的 hp.store(old_head)
未在本线程中调用 hazard_pointers[i].pointer.load()
之前发生,则表示该线程成功执行了 head.compare_exchange_strong(old_head,old_head->next)
调用。这意味着对于另一个线程old_head != temp
,它将执行另一次尝试将适当的old_head
存储为线程的hp
。
这意味着可以安全地删除当前线程中的原始 old_head
指针,因为它实际上并没有被另一个线程使用。
我回答我自己的问题有两个原因:我认为我接受的答案不是很清楚, 证实了这个印象。
基本上关键是观察另一个线程通过 if(outstanding_hazard_pointers_for(old_head))
和 看到另一个线程看到的相同 old_head
之前被抢占执行while(old_head && !head.compare_exchange_strong(old_head, old_head->next))
,它必须用相同的old_head
执行head.compare_exchange_strong(old_head, old_head->next)
。但是然后(假设 <
表示先发生关系):
thread A: hp.store(old_head) <
thread A: old_head = head.load() <
thread B: head.compare_exchange_strong(old_head, old_head->next)
请记住,线程 B 正在看到我们在第一条指令中加载的 same old_head
,并将它的值交换为 old_head->next
。我们仍然在 head.load()
中看到相同的值,这就是线程 A hp.store(old_head)
发生在线程 B compare_exchange_strong
.
之前的原因
所以即将检查危险指针中包含的头部是否可以删除的线程有要看old_head
。还要注意 old_head = head.load()
所起的基本作用(以及包含那些乍一看似乎多余的语句的循环)。如果没有那个 load
操作,old_head
的 store
到 hp
和 compare_exchange_strong
.
之间就不会有 happens-before 关系
我希望这能回答你的问题。
我正在阅读 Anthony William 的 C++ Concurrency in Action。第 7 章描述了开发无锁堆栈的过程,并说明了使无锁编程变得困难的常见问题。具体来说,第 7.2.3 节(使用危险指针检测无法回收的节点)描述了如何使用危险指针来避免数据竞争并确保其他线程不会 delete
一个节点仍然被另一个线程引用。
此代码是该章中说明的 pop()
的迭代之一:
std::shared_ptr<T> pop()
{
std::atomic<void*>& hp = get_hazard_pointer_for_current_thread();
node* old_head = head.load();
do
{
node* temp;
do
{
temp = old_head;
hp.store(old_head);
old_head = head.load();
} while(old_head != temp);
}
while(old_head &&
!head.compare_exchange_strong(old_head,old_head->next));
hp.store(nullptr);
std::shared_ptr<T> res;
if(old_head)
{
res.swap(old_head->data);
if(outstanding_hazard_pointers_for(old_head))
{
reclaim_later(old_head);
}
else
{
delete old_head;
}
delete_nodes_with_no_hazards();
}
return res;
}
我对这个片段有疑问:
if(outstanding_hazard_pointers_for(old_head))
{
reclaim_later(old_head);
}
else
{
delete old_head;
}
危险指针的目的是确保在没有其他线程可能仍在使用它时删除 old_head
。 outstanding_hazard_pointers_for
的建议实施如下:
unsigned const max_hazard_pointers=100;
struct hazard_pointer
{
std::atomic<std::thread::id> id;
std::atomic<void*> pointer;
};
hazard_pointer hazard_pointers[max_hazard_pointers];
bool outstanding_hazard_pointers_for(void* p)
{
for(unsigned i=0; i < max_hazard_pointers; ++i)
{
if(hazard_pointers[i].pointer.load() == p)
{
return true;
}
}
return false;
}
基本上,扫描风险指针数组以检查是否存在指向要查找的节点的指针。我想知道为什么这个操作确实是安全的。执行原子 load()
,即使使用顺序一致的顺序,load()
也可能加载过时值。因此,可能找不到 p
,并且 pop()
将删除仍在使用的节点。
假设发生以下情况:
线程A开始执行
pop()
被抢占刚执行前:while(old_head && !head.compare_exchange_strong(old_head,old_head->next));
线程A因此将当前头视为
old_head
,它被保存到它的风险指针中。old_head
将在线程唤醒并尝试弹出头部调用head.compare_exchange_strong(old_head, old_head->next)
时取消引用。线程 B 开始调用
pop()
直至if(outstanding_hazard_pointers_for(old_head))
old_head
将是堆栈的当前头部,即线程 A 引用为old_head
的同一节点。线程 B 将 不是delete old_head
当且仅当线程 A 的危险指针 return 上的load()
是线程 A 存储的最新值。
基本上:我想知道线程 B 是否可以 load()
一个陈旧的值而不是最新的值。换句话说,我不确定为什么线程 A (old_node
).
这个推理的漏洞在哪里?我找不到关于为什么另一个线程上的 hp.store(old_head)
会发生在 hazard_pointers[i].pointer.load()
.
我对代码的理解如下。
如果另一个线程中的 hp.store(old_head)
未在本线程中调用 hazard_pointers[i].pointer.load()
之前发生,则表示该线程成功执行了 head.compare_exchange_strong(old_head,old_head->next)
调用。这意味着对于另一个线程old_head != temp
,它将执行另一次尝试将适当的old_head
存储为线程的hp
。
这意味着可以安全地删除当前线程中的原始 old_head
指针,因为它实际上并没有被另一个线程使用。
我回答我自己的问题有两个原因:我认为我接受的答案不是很清楚,
基本上关键是观察另一个线程通过 if(outstanding_hazard_pointers_for(old_head))
和 看到另一个线程看到的相同 old_head
之前被抢占执行while(old_head && !head.compare_exchange_strong(old_head, old_head->next))
,它必须用相同的old_head
执行head.compare_exchange_strong(old_head, old_head->next)
。但是然后(假设 <
表示先发生关系):
thread A: hp.store(old_head) <
thread A: old_head = head.load() <
thread B: head.compare_exchange_strong(old_head, old_head->next)
请记住,线程 B 正在看到我们在第一条指令中加载的 same old_head
,并将它的值交换为 old_head->next
。我们仍然在 head.load()
中看到相同的值,这就是线程 A hp.store(old_head)
发生在线程 B compare_exchange_strong
.
所以即将检查危险指针中包含的头部是否可以删除的线程有要看old_head
。还要注意 old_head = head.load()
所起的基本作用(以及包含那些乍一看似乎多余的语句的循环)。如果没有那个 load
操作,old_head
的 store
到 hp
和 compare_exchange_strong
.
我希望这能回答你的问题。