Марк Руссинович - 2.Внутреннее устройство Windows (гл. 5-7)

1. Запустите Windows Media Player (или другую программу для воспроизведения музыки) и откройте какой-нибудь музыкальный файл.

2. Запустите Cpustres из ресурсов Windows 2000 и задайте для потока 1 максимальный уровень активности.

3. Повысьте приоритет потока 1 с Normal до Time Critical.

4. Воспроизведение музыки должно остановиться, так как вычисления, выполняемые потоком, расходуют все процессорное время.

5. Время от времени вы должны слышать отрывочные звуки музыки, когда приоритет «голодающего» потока в процессе, который воспроизводит музыкальный файл, динамически повышается до 15 и он успевает послать на звуковую плату порцию данных.

6. Закройте Cpustres и Windows Media Player.

B однопроцессорной системе алгоритм планирования относительно прост: всегда выполняется поток с наивысшим приоритетом, готовый к выполнению. B многопроцессорной системе планирование усложняется, так как Windows пытается подключать поток к наиболее оптимальному для него процессору, учитывая предпочтительный и предыдущий процессоры для этого потока, а также конфигурацию многопроцессорной системы. Поэтому, хотя Windows пытается подключать готовые к выполнению потоки с наивысшим приоритетом ко всем доступным процессорам, она гарантирует лишь то, что на одном из процессоров будет работать (единственный) поток с наивысшим приоритетом.

Прежде чем описывать специфические алгоритмы, позволяющие выбирать, какие потоки, когда и на каком процессоре будут выполняться, давайте рассмотрим дополнительную информацию, используемую Windows для отслеживания состояния потоков и процессоров как в обычных многопроцессорных системах, так и в двух новых типах таких систем, поддерживаемых Windows, — в системах с физическими процессорами, поддерживающими логические (hyperthreaded systems), и NUMA.

Как уже говорилось в разделе «База данных диспетчера ядра» ранее в этой главе, в такой базе данных хранится информация, поддерживаемая ядром и необходимая для планирования потоков. B многопроцессорных системах Windows 2000 и Windows XP (рис. 6-15) очереди готовых потоков и сводка готовых потоков имеют ту же структуру, что и в однопроцессорных системах. Кроме того, Windows поддерживает две битовые маски для отслеживания состояния процессоров в системе. (Как используются эти маски, см. в разделе «Алгоритмы планирования потоков в многопроцессорных системах» далее в этой главе.) Вот что представляют собой эти маски.

• Маска активных процессоров (KeActiveProcessors), в которой устанавливаются биты для каждого используемого в системе процессора. (Их может быть меньше числа установленных процессоров, если лицензионные ограничения данной версии Windows не позволяют задействовать все физические процессоры.)

• Сводка простоя (idle summary) (KiIdleSummary), в которой каждый установленный бит представляет простаивающий процессор. Если в однопроцессорной системе диспетчерская база данных блокируется повышением IRQL (в Windows 2000 и Windows XP до уровня «DPC/ dispatch», а в Windows Server 2003 до уровней «DPC/dispatch» и «Synch»), то в многопроцессорной системе требуется большее, потому что каждый процессор одновременно может повысить IRQL и попытаться манипулировать этой базой данных. (Кстати, это относится к любой общесистемной структуре, доступной при высоких IRQL. Общее описание синхронизации режима ядра и спин-блокировок см. в главе 3.) B Windows 2000 и Windows XP для синхронизации доступа к информации о диспетчеризации потока применяется две спин-блокировки режима ядра: спин-блокировка диспетчера ядра (dispatcher spinlock) (KiDispatcherLock) и спин-блокировка обмена контекста (context swap spinlock) (KiContextSwapLocM). Первая удерживается, пока вносятся изменения в структуры, способные повлиять на то, как должен выполняться поток, а вторая захватывается после принятия решения, но в ходе самой операции обмена контекста потока.

Для большей масштабируемости и улучшения поддержки параллельной диспетчеризации потоков в многопроцессорных системах Windows Server 2003 очереди готовых потоков диспетчера создаются для каждого процессора, как показано на рис. 6-23. Благодаря этому в Windows Server 2003 каждый процессор может проверять свои очереди готовых потоков, не блокируя аналогичные общесистемные очереди.

Очереди готовых потоков и сводки готовности, индивидуальные для каждого процессора, являются частью структуры PRCB (processor control block). (Чтобы увидеть поля этой структуры, введите dt nt!_prcb в отладчике ядра.) Поскольку в многопроцессорной системе одному из процессоров может понадобиться изменить структуры данных, связанные с планированием, для другого процессора (например, вставить поток, предпочитающий работать на определенном процессоре), доступ к этим структурам синхронизируется с применением новой спин-блокировки с очередями, индивидуальной для каждой PRCB; она захватывается при IRQL SYNCH_LEVEL. (Возможные значения SYNCH_LEVEL см. в таблице 6-18.) Таким образом, поток может быть выбран при блокировке PRCB лишь какого-то одного процессора — в отличие от Windows 2000 и Windows XP, где с этой целью нужно захватить общесистемную спин-блокировку диспетчера ядра.

Для каждого процессора создается и список потоков в готовом, но отложенном состоянии (deferred ready state). Это потоки, готовые к выполнению, но операция, уведомляющая в результате об их готовности, отложена до более подходящего времени. Поскольку каждый процессор манипулирует только своим списком отложенных готовых потоков, доступ к этому списку не синхронизируется по спин-блокировке PRCB. Список отложенных готовых потоков обрабатывается до выхода из диспетчера потоков, до переключения контекста и после обработки DPC Потоки в этом списке либо немедленно диспетчеризуются, либо перемещаются в одну из индивидуальных для каждого процессора очередей готовых потоков (в зависимости от приоритета).

Заметьте, что общесистемная спин-блокировка диспетчера ядра по-прежнему существует и используется в Windows Server 2003, но она захватывается лишь на период, необходимый для модификации общесистемного состояния, которое может повлиять на то, какой поток будет выполняться следующим. Например, изменения в синхронизирующих объектах (мьютексах, событиях и семафорах) и их очередях ожидания требуют захвата блокировки диспетчера ядра, чтобы предотвратить попытки модификации таких объектов (и последующей операции перевода потоков в состояние готовности к выполнению) более чем одним процессором. Другие примеры — изменение приоритета потока, срабатывание таймера и обмен содержимого стеков ядра для потоков.