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关于对第 12 章读/写者的一点思考和题解 (作业 12.19,12.20,12.21)

news 2026/5/24 13:53:49

近刚学完 Linux 的进程部分, 接下来就是研究并发了. 正好, 去年 12 月到今年 1 月份那会, 我浅浅学了 CS:APP 的第 12 章。

但是, 当时因为我出了一点事情(主要是严重感冒+一些杂七杂八的事情), 所以没有好好研究, 粗略理解了一下概念就过去了, 习题也没好好做.

现在, 我重新复习了一下这一章, 并且重做了一下这些题目. 先从读/写者模型开始吧.

1. 什么是读/写者模型?

想象一张很大的白纸, 我们可以往白纸上写字, 擦掉字, 也可以用眼睛在白纸上看别人写的字然后记住.

我们把往白纸上写字的人叫做写者, 把记住别人所写的字的人叫做读者.

在计算机这个大系统中, 也有类似的场景. 如 CS:APP 中所讲, 内存其实就是白纸, 负责从资源中读取的进程叫做读者, 而负责往资源中写数据的进程叫做写者.

但是, 要是读者和写者不按照一定的规律来的话, 那整个系统就会乱套了. 所以, 为了保证顺序, 操作系统引入了信号量, 用来保证读写的操作是原子操作. 这部分在 CS:APP 的 12.5 节, 就不多讲了.

2. 读/写者的实现

为了实现上述的代码, 我们来写一下读/写者的实现逻辑:

sem_t w;

void reader() {

P(&w);

//Read

V(&w);

}

void writer() {

P(&w);

//Write

V(&w);

}

由此可见, 给 reader 和 writer 都加上一个w的互斥锁后, 下面的这段读/写代码就能实现原子操作了. 但是, 这样又带来了一个问题--太慢!

你想啊, 这样子会导致读写操作完全串行, 等于把多任务变成了单任务了, 这已经不是并发了. 这怎么行?

那你可能会说, 那我把读者的锁去掉, 行不行? 反正读者不改数据. 那接下来看一个例子---

typedef struct {

int a;

int b;

} obj_t;

static volatile obj_t o;

/**

* 假设 o = {.a = 1, .b = 2};

*/

sem_t w;

void reader() {

obj_t o2 = o;

/**

* 这段代码反汇编后重新翻译, 大概是这样的:

* o2.a = o.a;

* o2.b = o.b;

*/

//Operate

}

void writer(obj_t o2) {

P(&w);

o = o2; //同上

V(&w);

}

那我们来验证一下, 假设writer函数写入一个数据如下:

obj_t o3 = {

.a = 3;

.b = 4;

};

有如下表格:

时刻	谁在执行?	执行的指令	数据
1	writer	P(&mutex)	-
2	reader	o2.a = o.a	o2.a = 1
3	writer	o.a = o2.a	o.a = 3
4	writer	o.b = o2.b	o.b = 4
5	reader	o2.b = o.b	o2.b = 4
6	writer	V(&mutex)	-

最终 reader 读取到的结果:

o2 = {

.a = 1;

.b = 4;

}

这缝合怪可不是我们想要的啊! 也就是说, 这种方案, 可能会导致数据的残缺! 那怎么办? CS:APP 给我们提供了一段既可以加速, 又保证数据安全的示例代码 ---

3. 对于图 12.26 代码的一点研究

先摆上这段代码, 它位于 CSAPP 的图 12.26:

int readcnt; // 刚开始=0

sem_t mutex, w; // 刚开始全部都为1

void reader(void) {

while(1) {

P(&mutex);

readcnt++;

if(readcnt == 1) {

P(&w);

}

V(&mutex);

// 读取操作

P(&mutex);

readcnt--;

if(readcnt == 0) {

V(&w);

}

V(&mutex);

}

void writer(void) {

while(1) {

P(&w);

// 写入操作

V(&w);

}

很明显, 这段代码相对于上面的示例代码, 有了如下改动:

读写者都有一个互斥锁w保护着, 保证数据在写的同时不会被读取, 数据在读取的时候不会被写入.
增加了一个变量readcnt, 用来记录此时此刻读者的数量.
为了保证变量readcnt原子性, 让它不受并发的影响, 新增了一个mutex互斥锁用来保护它.
当readcnt == 1的时候, 代表有读者在读了, 第一个读者获取了w.
一旦有一个读者获取了锁, 其他读者都可以直接读数据, 不用再受w的约束了, 也就是说, 它真正实现了并发.
当写者获取锁之后, 由于第一个读者卡在了锁&w的获取, 其他多余的读者都卡在了mutex的锁的获取, 所以此时读者不能读取数据.

这相当于是上述两个方案的结合体, 也就是说, 它既能保证读者的并发, 也能保证数据的安全.

但是, 随之而来的又有一些问题:

假设写者来的时候, 读者正在读取数据, 然后读取数据的时候又有读者来,readcnt++, 这样下去的话, 写者就没机会执行了, 这咋整?
这种方案, 虽然读者的优先级比写者高, 但是其实这种优先级很弱, 因为写者执行了 V(&w) 后, 可能立马又绕回到while开头了, 从而导致

但是, 很明显, 这段代码也有一点缺陷:

这段代码中, 读者的优先级比写者高, 因为就算写者先来, 只要读者在读数据, 写者永远都没机会执行, 导致写者饥饿.
(习题 12.10)这段代码中, 读者的优先级虽然比写者高, 但也只是高一点. 对于锁w的操作, 读者和写者优先级相同, 万一有一堆写者, 读者很少, 那么读者就不能保证这个优先级了, 写者执行完V(&w)后, 下一个P(&w)照样大概率是写者, 导致读者饥饿.

那么, 接下来我们要做一些改动, 就是下面的几道题目:

4. 课后作业的题解

4.1 作业 12.19

这道题可以看作是习题12.10 的延续:

翻译成人话就是:写者执行完V(&w)后, 由读者来执行下一个P(&w).

这道题我想了好久, 有好多方案都依赖操作系统的调度器(例如 CFS 就能保证先睡醒的进程先执行)或者额外的 API(例如sched_yield), 或者writer部分就只能充当自旋锁(也就是dreamanddead的版本, 这个reader_first == 1条件过后, 不停的continue当自旋锁, 这太耗费 CPU 了).

后面参考了知乎用户Decay的一个专栏, 秒懂:

//省略 while(1), 下同

void writer() {

//前面省略

V(&w);

P(&mutex);

V(&mutex);

}

逻辑也比较简单:

如果此时此刻有读者在等待w, 那么mutex锁肯定是被锁住的
所以writer只需要等待mutex, 也就是等待读者释放mutex锁, 而读者要是能释放mutex锁, 那肯定就已经获取w了, 也就是说, 这个是能保证读者强优先的.
如果没读者锁住mutex, 那么就自己锁住自己解锁.

问题得以解决.

4.2 作业 12.20

ok, 解决了 12.19 后, 接下来就是 12.20.

翻译成人话, 就是:先到先得，读者来就先执行读者，写者来就先执行写者。但是这并不等同于串行, 例如这种情况:

读者 A, 读者 B, 写者 C, 读者 D

读者 A 先读取, 读者 B 接下来发现目前状态是在读, 也进去读.

但是写者 C 就直接停住了, 因为当前状态是在读, 而它要进行写操作.

由于先到先得, 读者 D 也停住了, 等待 C 执行完.

题目给了我们提示:最多 N 个读者, 一个计数信号量, 一个互斥锁.

ok, 现在开始写代码.

sem_t num; //初始化为 N

sem_t mutex;

int write = 0;

void reader() {

P(&mutex);

P(&num); //read_num -= 1;

V(&mutex);

//Read

V(&num);

}

void writer() {

P(&mutex);

//Write

V(&mutex);

}

我认为是这样的逻辑:

num就是读者剩下的读写者, 题目中说最多 N 个, 所以初始化为N.
每个读者进来一次, 就P(&num).
mutex是reader和writer的竞争锁. 在前一个reader来了后, 分为两种情况:
- 若writer来了,writer要等写入完后, 才能执行reader, 所以接下来的reader全部阻塞在mutex上, 就没法执行了.
- 若reader来了, 由于reader在将剩下的读写者-1后, 立马释放了锁, 所以reader还是可以继续并发执行的.