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第 10, 11, 12 週課堂問答簡記

Chiwawachiwawa

quiz4 紅黑樹

對照 hamt, hamt-bench

rbtree 的應用場景: mm, sched (CFS, $3.1)
rb_gen
設計實驗 ==> 檢驗 rbtree 的 locality
規模?
128 op -> 1024 op ->

chun61205

2023q1 第 11 週測驗題

barrier_cross 是怎麼執行的？

看到 barrier_cross

// test
/* before starting the test, we insert a number of elements in the data
 * structure.
 * we do this at each thread to avoid the situation where the entire data
 * structure resides in the same memory node.
 */
for (int i = 0; i < (int)d->n_add; ++i) {
    the_value =
        (val_t) my_random(&seeds[0], &seeds[1], &seeds[2]) & rand_max;
    /* we make sure the insert was effective (as opposed to just updating an
     * existing entry).
     */
    // if(push(the_list,the_value))
    if (list_insert(the_list, the_value) == 0)
        i--;
}

/* Wait on barrier */
barrier_cross(d->barrier);

void barrier_cross(barrier_t *b)
{
    pthread_mutex_lock(&b->mutex);
    b->crossing++;                /* One more thread through */
    if (b->crossing < b->count) { /* If not all here, wait */
        pthread_cond_wait(&b->complete, &b->mutex);
    } else {
        pthread_cond_broadcast(&b->complete);
        b->crossing = 0; /* Reset for next time */
    }
    pthread_mutex_unlock(&b->mutex);
}

看到 test 的說明，在實際測試時，會交錯進行插入和刪除，因此需要在測試之前進行測試前插入，以確保在刪除時 list 內部有節點可以刪除。
只要 thread 執行完測試前的插入，就會執行 barrier_cross ，並執行 b->crossing++ 代表多一個 thread ，直到 b->crossing < b->count 時，就會值行 p_thread_cond_broadcase 將其他 thread 叫起來，代表所有的 thread 都已經做完測試前插入。

  1. 這段程式碼的 condition variable 的使用很像 counting semaphore ，差別在於這裡有使用到 broadcase 發送信號給其他 thread 。
  2. 另外這個 barrier_cross 在 linux 有相對應的 API 實作，因此可以用 API 來改寫。

這裡我有個問題，就是為什麼在測試前插入時，會需要使用 barrier 來等待所有 thread 的測試前插入都執行完成？
仔細觀察程式碼可以發現，

barrier_init(&barrier, n_threads + 1);
void barrier_init(barrier_t *b, int n)
{
    pthread_cond_init(&b->complete, NULL);
    pthread_mutex_init(&b->mutex, NULL);
    b->count = n;
    b->crossing = 0;
}
void barrier_cross(barrier_t *b)
{
    pthread_mutex_lock(&b->mutex);
    b->crossing++;                /* One more thread through */
    if (b->crossing < b->count) { /* If not all here, wait */
        pthread_cond_wait(&b->complete, &b->mutex);
    } else {
        pthread_cond_broadcast(&b->complete);
        b->crossing = 0; /* Reset for next time */
    }
    pthread_mutex_unlock(&b->mutex);
}

barrier_init 會以 nthreads + 1 作為參數，並設定 b->count = n ，換句話說在 barrier_cross 的時候會等待 pthread_create 執行的數量再加上

1 個 thread 才會執行 pthread_cond_broadcast 。
繼續往下看到 main 可以發現

/* Start threads */
barrier_cross(&barrier);
gettimeofday(&start, NULL);
if (duration > 0) {
    /* sleep for the duration of the experiment */
    nanosleep(&timeout, NULL);
} else {
    sigemptyset(&block_set);
    sigsuspend(&block_set);
}

/* signal the threads to stop */
*running = 0;
gettimeofday(&end, NULL);

在所有 thread 都創建完後，才會再執行 barrier_cross 這時進入 barrier_cross 數量才會足夠，並把所有的 thread 叫起來開始測試，main 也會在這個時候開始計時。因此，使用 barrier 等待所有 thread 的測試前插入都執行完的原因是，為了能夠讓所有 thread 在同一個時間「起跑」。
然而，如此一來又會產生另外一個問題，因為這些 thread 事實上並不會同時執行，而是由 CPU scheduler 決定當前的資源要分給哪個 thread 執行。

Insert 和 Delete 的執行順序

if (op < read_thresh) { /* do a find operation */
    top(the_list);
if (list_insert(the_list, the_value)) {
    d->n_insert++;
    last = 1;
}
if (list_delete(the_list, the_value)) {
    d->n_remove++;
    last = -1;
}
d->n_ops++;

在插入一定的資料到鏈結串列後，會測試 insert 和 delete 以及「某個其他的動作」 (這裡是 top(the_list)) 的運作效能。
實際運作方式如下：

  1. 先進行一定數量的 top(the_list)
  2. list_insert
  3. list_delete
  4. 反覆進行步驟 3 和步驟 4

然而，這麼做會有一個問題，因為 insert 和 delete 是交錯進行，會造成能夠測試到的範圍固定的問題。
接下來，我希望能夠設計出一種方法，利用隨機數產生接下來執行的 operation 。
大略想法如下，

  1. 隨機數生成出的 operation 和目前鏈結串列中的資料數有關，資料越多，則生成出 delete 的機率越高。
  2. 因為當鏈結串列的資料數量為
    0     時，不能執行 delete ，因此如果發生這樣的情況生成出 delete 的機率應該要為零。

設計這樣的方法有一個前題，也就是鏈結串列的容量固定。如果能夠事先估算鏈結串列的容量，則代表在接近容量滿的情況下，會再需要插入資料的可能性較低。

參考線性同餘方法 LCG

線性同餘方法- 维基百科，自由的百科全书

Nj+1=(A×NjB) mod M
其中

  1. Nj+1     和
    Nj     分別是下個要產生出的隨機數和當前的隨機數。
  2. A    ,
    B    ,
    M     為常數
    1. B      ,
      M       互質
    2. M       的所有質因數能夠整除
      A−1
    3. 若
      M       是
      4       的倍數，則
      A−1       也是
    4. A      ,
      B      ,
      N0       都小於
      M
    5. A      ,
      B       屬於正整數

事實上， glibc 的 rand 正是使用此方法來實作，其中，

  1. A=1103515245
  2. B=12345
  3. M=231

設計 operation 生成函式

barrier 的改寫

fennecJ

uintptr_t 是從什麼型態的衍生型態

為何需要使用 (uintptr_t) 轉型

在 try_flag 這個函式中，第 31 行的操作如下：

const uintptr_t new_val = (uintptr_t) n | F_FLAG;

為何需要在 n 前面加上 (uintptr_t)，如果不加的話會有什麼問題？

會有 warning ?

好，我們把它拿掉直接編譯看看

...
error: invalid operands to binary | (have ‘struct nblist_node *’ and ‘int’)

這是因為 C 語言中的 bitwise 運算只能給整數型態使用，而 n 不是整數型態，所以會出錯。

list_search 的用途是找兩個連續的相鄰節點，這件事為何重要

我想是為了確保它 insert 時不會讓資料出錯…?

你有看過 並行程式設計: Lock-Free Programming 這篇文章了嗎？

還沒。

沒關係，那我們現在來看：


現在有一個鏈結串列，我要把 10 移走，把 20 插進來，如果先發生 remove 才發生 insert 結果就會出錯：

所以找兩個相鄰節點目的就是找出可能發生這種錯誤的地方？

沒錯，在程式中我們會用 F_FLAG 和 F_MARK 來標出即將被移除的節點和已經被移除的節點。這裡有一件值得注意的事情，看到 list_delete 這個函式，你有在裡面看到任何釋放記憶體的程式碼嗎？

沒有。

對，這個函式真正做的事情只有更新該節點的 flag ，而真正移除節點的操作則是在

mimalloc

include/mimalloc/internal.h

Overflow detecting multiply

mmap(2)

If addr is NULL, then the kernel chooses the (page-aligned) address at which to create the mapping; this is the most portable method of creating a new mapping.

Korin777

struct page_header {
    size_t pages;
    size_t page_size;
    char page_data[];  // the rest of the page(s) of memory
};

struct page_header {
    size_t pages;
    size_t page_size;
    char *page_data;  // the rest of the page(s) of memory
};

為何將 struct page_header 的 page_data 改為 char *page_data 會引發錯誤 => a.out: test.c:138: test_alloc_small: Assertion result == TEST_SUCCESS' failed.

fennecJ
是不是和 Flexible array members 有關

在 simple_malloc 我們要回傳記憶體地址給使用者，若將 page_data[] 改為 *page_data，此時 result->page_data 會是記憶體地址中的值

  • 當 page_data 為 page_data[] 此時 result->page_data 相當於 &result->page_data[0]
  • 當 page_data 為 *page_data 此時 result->page_data 相當於 result->page_data[0]

因此把 page_data[] 改為 *page_data 就必須將所有 result->page_data 改為 &result->page_data 才會是我們要的記憶體地址，就能避免上述錯誤，這時會發現在 free 產生錯誤
用 sizeof 去看上面兩個結構體所佔的空間，可以發現 page_data[] 空間並沒有被算進去，所以 void_to_page_header 可以直接減去結構體大小來獲取 page_header ， 也因此當我們將 page_data[] 改為 *page_data ， 就會額外去扣掉 *page_data 所佔的空間，可以在 simple_free_internal 補回多扣掉的空間來解決這個問題

YSRossi

alloc.c 目前的 alloc 實作能否在多執行緒的環境運作？

不行，因為沒有保護

哪些部份需要被保護？

第 15 行之前都是區域變數，不需要保護。mmap 為 MT-Safe，因此也不需要保護。應該保護的地方為第 23~24 行，也就是更新 page header 資訊的地方。



























static struct page_header *alloc_internal(size_t size)
{
    if (!size)
        return NULL;

    /* size in bytes of a page of memory */
    size_t page_size = get_page_size();

    /* size in bytes that needs to be allocated */
    size_t size_with_header = size + sizeof(AAAA);

    /* number of pages to allocate */
    /* TODO: fix case where size_with_header == page_size */
    size_t pages = size_with_header / page_size + BBBB;
    size_t mmap_size = pages * page_size;
    void *ptr = mmap(0, mmap_size, PROT_READ | PROT_WRITE,
                     MAP_PRIVATE | MAP_ANONYMOUS, -1, 0);
    if (ptr == MAP_FAILED)
        return NULL;

    struct page_header *page = ptr;
    /* copy values to page header */
    page->pages = pages;
    page->page_size = page_size;
    return page;
}

我仔細思考這一題，我覺得這題不必特別去保護資料就可以在多執行緒運作。

realloc 和 free 以功能來說，在傳入指標相同的狀況下一定不可能在二個以上執行緒運作。因為一旦一個執行緒為先進行 free ，另一個執行緒在傳入相同指標下執行 free 就變成 double-free ， realloc 重新配置空間可能會改變指標，故一個執行緒成功，另一個執行緒就會對無效的指標進行 realloc 。故考慮多執行緒的狀況下，應只需要考慮 realloc 和 free 在不同指標的情況下同時執行的狀況。

老師在檢討時提到的 alloc_internal 函式來說，在多執行緒同時執行時，mmap 同時被執行，但回傳的指標應會不同。故下面的幾行指派 struct page_header 裡的 pages 和 page_size 部份應不會造成問題，不需要保護。

不過老師有提到，若加入 free list 來充份利用空間，而不是每此配置只能以 page 為單位來配置空間，維護 free list 就需要特別保護。

yanjiew1

如果為了使用較小的空間而配置一個 page，這樣很浪費資源，我們可以配置一個 page 重複使用這個空間，那你會用什麼較不複雜的資料結構來管理？

雖然使用單向鏈結串列較省空間，但通常會使用雙向 linked list，相較於單向鏈結串列有較快的搜尋速度。

我們需要搜尋 free list 尋找符合請求的空間，所以搜尋複雜度為一個考量點。選擇使用 red-black tree 來管理 free list ，雖然搜尋速度不是最快的，重點是 worst case 的時間複雜度為 O(log n)。

concurrent hashtable

  • concurrent hashtable
  • deep copy
  • 運用 callback 處理數值傳遞和資源釋放
  • 呼叫 sched_yield

ht_get_list 的作用

本次程式碼使用 seperate chaining 的機制 （示意圖如下）以處理 hash table 中發生 collision 的問題， 其中 ht_get_list　的作用如其名稱，將回傳作為 bucket 所使用的 linked list。

deep copy 的存在必要是在並行的環境中，避免 dangling pointer

Copy 主要可以分為 shallow copy 和與其相對的 deep copy，其中 shallow copy 並不完全 "複製" 出一個物件，而是複製出一個物件的參照 (如： 指標)。 例如 python 中的 copy 作法是創造一個物件並將原物件內含的物件裝入，示意圖如下。

  • A shallow copy constructs a new compound object and then (to the
    extent possible) inserts the same objects into it that the
    original contains.

而 deep copy 相對於 shallow copy，除了複製物件本身之外也會一併複製內含的物件，新物件和就物件可以看成相同屬性的量個獨立個體，示意圖如下。 由於內容物也需要配置記憶體，所消耗資源也比 shallow copy 多上許多。

  • A deep copy constructs a new compound object and then, recursively,
    inserts copies into it of the objects found in the original.

在 cocurrent 的需求下，物件何時會被哪個執行序進行修改是無法得知的，使用 deep copy 可以避免其他執行序若持有該物件的參照進而在執行過程中產生 dangling pointer。

iterator 在走訪個別元素時，可能會有其他執行緒變更

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sysprog
System Software Programming
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