Лекция № 9. Синхронизация процессов и потоков

1. Цели и средства синхронизации.

2. Механизмы синхронизации.

1.Цели и средства синхронизации

Существует достаточно обширный класс средств операционной системы, с по­мощью которых обеспечивается взаимная синхронизация процессов и потоков. Потребность в синхронизации потоков возникает только в мультипрограммной операционной системе и связана с совместным использованием аппаратных и информационных ресурсов вычислительной системы. Синхронизация необходи­ма для исключения гонок и тупиков при обмене данными между потоками, раз­делении данных, при доступе к процессору и устройствам ввода-вывода.

Во многих операционных системах эти средства называются средствами межпро­цессного взаимодействия - Inter Process Communications (IPC), что отражает историческую первичность понятия «процесс» по отношению к понятию «поток». Обычно к средствам IPC относят не только средства межпроцессной синхрони­зации, но и средства межпроцессного обмена данными.

Выполнение потока в мультипрограммной среде всегда имеет асинхронный ха­рактер. Очень сложно с полной определенностью сказать, на каком этапе выпол­нения будет находиться процесс в определенный момент времени. Даже в однопрограммном режиме не всегда можно точно оценить время выполнения задачи. Это время во многих случаях существенно зависит от значения исходных дан­ных, которые влияют на количество циклов, направления разветвления програм­мы, время выполнения операций ввода-вывода и т. п. Так как исходные данные в разные моменты запуска задачи могут быть разными, то и время выполнения от­дельных этапов и задачи в целом является весьма неопределенной величиной.

Еще более неопределенным является время выполнения программы в мульти­программной системе. Моменты прерывания потоков, время нахождения их в очередях к разделяемым ресурсам, порядок выбора потоков для выполнения - все эти события являются результатом стечения многих обстоятельств и могут быть интерпретированы как случайные. В лучшем случае можно оценить веро­ятностные характеристики вычислительного процесса, например вероятность его завершения за данный период времени.

Таким образом, потоки в общем случае (когда программист не предпринял спе­циальных мер по их синхронизации) протекают независимо, асинхронно друг другу. Это справедливо как по отношению к потокам одного процесса, выпол­няющим общий программный код, так и по отношению к потокам разных про­цессов, каждый из которых выполняет собственную программу.

Любое взаимодействие процессов или потоков связано с их синхронизацией, ко­торая заключается в согласовании их скоростей путем приостановки потока до наступления некоторого события и последующей его активизации при наступ­лении этого события. Синхронизация лежит в основе любого взаимодействия потоков, связано ли это взаимодействие с разделением ресурсов или с обменом данными. Например, поток-получатель должен обращаться за данными только после того, как они помещены в буфер потоком-отправителем. Если же поток-получатель обратился к данным до момента их поступления в буфер, то он дол­жен быть приостановлен.

При совместном использовании аппаратных ресурсов синхронизация также со­вершенно необходима. Когда, например, активному потоку требуется доступ к последовательному порту, а с этим портом в монопольном режиме работает дру­гой поток, находящийся в данный момент в состоянии ожидания, то ОС приос­танавливает активный поток и не активизирует его до тех пор, пока нужный ему порт не освободится. Часто нужна также синхронизация с событиями, внешними по отношению к вычислительной системе, например реакции на нажатие комби­нации клавиш Ctrl+C.

Ежесекундно в системе происходят сотни событий, связанных с распределением и освобождением ресурсов, и ОС должна иметь надежные и производительные средства, которые бы позволяли ей синхронизировать потоки с происходящими в системе событиями.

Для синхронизации потоков прикладных программ программист может исполь­зовать как собственные средства и приемы синхронизации, так и средства опера­ционной системы. Например, два потока одного прикладного процесса могут ко­ординировать свою работу с помощью доступной для них обоих глобальной логической переменной, которая устанавливается в единицу при осуществлении некоторого события, например выработки одним потоком данных, нужных для продолжения работы другого. Однако во многих случаях более эффективными или даже единственно возможными являются средства синхронизации, предос­тавляемые операционной системой в форме системных вызовов. Так, потоки, принадлежащие разным процессам, не имеют возможности вмешиваться каким-либо образом в работу друг друга. Без посредничества операционной системы они не могут приостановить друг друга или оповестить о произошедшем собы­тии. Средства синхронизации используются операционной системой не только для синхронизации прикладных процессов, но и для ее внутренних нужд.

Обычно разработчики операционных систем предоставляют в распоряжение при­кладных и системных программистов широкий спектр средств синхронизации. Эти средства могут образовывать иерархию, когда на основе более простых средств строятся более сложные, а также быть функционально специализированными, например средства для синхронизации потоков одного процесса, средства для синхронизации потоков разных процессов при обмене данными и т. д. Часто функциональные возможности разных системных вызовов синхронизации пере­крываются, так что для решения одной задачи программист может воспользо­ваться несколькими вызовами в зависимости от своих личных предпочтений.

Необходимость синхронизации и гонки

Пренебрежение вопросами синхронизации в многопоточной системе может при­вести к неправильному решению задачи или даже к краху системы. Рассмотрим, например (рис. 4.16), задачу ведения базы данных клиентов некоторого предпри­ятия. Каждому клиенту отводится отдельная запись в базе данных, в которой среди прочих полей имеются поля Заказ и Оплата. Программа, ведущая базу дан­ных, оформлена как единый процесс, имеющий несколько потоков, в том числе поток А, который заносит в базу данных информацию о заказах, поступивших от клиентов, и поток В, который фиксирует в базе данных сведения об оплате кли­ентами выставленных счетов. Оба эти потока совместно работают над общим файлом базы данных, используя однотипные алгоритмы, включающие три шага.

2. Внести новое значение в поле Заказ (для потока А) или Оплата (для потока В).

3. Вернуть модифицированную запись в файл базы данных.

https://pandia.ru/text/78/239/images/image002_238.gif" width="505" height="374 src=">

Рис. 4.17. Влияние относительных скоростей потоков на результат решения задачи

Критическая секция

Важным понятием синхронизации потоков является понятие «критической сек­ции» программы. Критическая секция - это часть программы, результат выпол­нения которой может непредсказуемо меняться, если переменные, относящиеся к этой части программы, изменяются другими потоками в то время, когда вы­полнение этой части еще не завершено. Критическая секция всегда определяется по отношению к определенным критическим данным, при несогласованном из­менении которых могут возникнуть нежелательные эффекты. В предыдущем при­мере такими критическими данными являлись записи файла базы данных. Во всех потоках, работающих с критическими данными, должна быть определена критическая секция. Заметим, что в разных потоках критическая секция состоит в общем случае из разных последовательностей команд.

Чтобы исключить эффект гонок по отношению к критическим данным, необхо­димо обеспечить, чтобы в каждый момент времени в критической секции, свя­занной с этими данными, находился только один поток. При этом неважно, нахо­дится этот поток в активном или в приостановленном состоянии. Этот прием называют взаимным исключением. Операционная система использует разные способы реализации взаимного исключения. Некоторые способы пригодны для взаимного исключения при вхождении в критическую секцию только потоков одного процесса, в то время как другие могут обеспечить взаимное исключение и для потоков разных процессов.

Самый простой и в то же время самый неэффективный способ обеспечения вза­имного исключения состоит в том, что операционная система позволяет потоку запрещать любые прерывания на время его нахождения в критической секции. Однако этот способ практически не применяется, так как опасно доверять управ­ление системой пользовательскому потоку - он может надолго занять процес­сор, а при крахе потока в критической секции крах потерпит вся система, потому что прерывания никогда не будут разрешены.

2. Механизмы синхронизации.

Блокирующие переменные

Для синхронизации потоков одного процесса прикладной программист может использовать глобальные блокирующие переменные. С этими переменными, к ко­торым все потоки процесса имеют прямой доступ, программист работает, не об­ращаясь к системным вызовам ОС.

Которые бы запре­щали прерывания на протяжении всей операции проверки и установки.

Реализация взаимного исключения описанным выше способом имеет существен­ный недостаток: в течение времени, когда один поток находится в критической секции, другой поток, которому требуется тот же ресурс, получив доступ к про­цессору, будет непрерывно опрашивать блокирующую переменную, бесполезно тратя выделяемое ему процессорное время, которое могло бы быть использовано для выполнения какого-нибудь другого потока. Для устранения этого недостат­ка во многих ОС предусматриваются специальные системные вызовы для рабо­ты с критическими секциями.

На рис. 4.19 показано, как с помощью этих функций реализовано взаимное ис­ключение в операционной системе Windows NT. Перед тем как начать измене­ние критических данных, поток выполняет системный вызов EnterCriticalSection(). В рамках этого вызова сначала выполняется, как и в предыдущем случае, проверка блокирующей переменной, отражающей состояние критического ресур­са. Если системный вызов определил, что ресурс занят (F(D) = 0), он в отличие от предыдущего случая не выполняет циклический опрос, а переводит поток в состояние ожидания (D) и делает отметку о том, что данный поток должен быть активизирован, когда соответствующий ресурс освободится. Поток, который в это время использует данный ресурс, после выхода из критической секции дол­жен выполнить системную функцию LeaveCriticalSectionO, в результате чего блокирующая переменная принимает значение, соответствующее свободному состоянию ресурса (F(D) = 1), а операционная система просматривает очередь ожидающих этот ресурс потоков и переводит первый поток из очереди в состоя­ние готовности.

Накладные расходы" href="/text/category/nakladnie_rashodi/" rel="bookmark">накладные расходы ОС по реализации функции входа в крити­ческую секцию и выхода из нее могут превысить полученную экономию.

Семафоры

Обобщением блокирующих переменных являются так называемые семафоры Дийкстры. Вместо двоичных переменных Дийкстра (Dijkstra) предложил исполь­зовать переменные, которые могут принимать целые неотрицательные значения. Такие переменные, используемые для синхронизации вычислительных процес­сов, получили название семафоров.

Для работы с семафорами вводятся два примитива, традиционно обозначаемых Р и V. Пусть переменная S представляет собой семафор. Тогда действия V(S) и P(S) определяются следующим образом.

* V(S): переменная S увеличивается на 1 единым действием. Выборка, наращи­вание и запоминание не могут быть прерваны. К переменной S нет доступа другим потокам во время выполнения этой операции.

* P(S): уменьшение S на 1, если это возможно. Если 5=0 и невозможно умень­шить S, оставаясь в области целых неотрицательных значений, то в этом случае поток, вызывающий операцию Р, ждет, пока это уменьшение станет возможным. Успешная проверка и уменьшение также являются неделимой операцией.

Никакие прерывания во время выполнения примитивов V и Р недопустимы.

В частном случае, когда семафор S может принимать только значения 0 и 1, он превращается в блокирующую переменную, которую по этой причине часто на­зывают двоичным семафором. Операция Р заключает в себе потенциальную воз­можность перехода потока, который ее выполняет, в состояние ожидания, в то время как операция V может при некоторых обстоятельствах активизировать дру­гой поток, приостановленный операцией Р.

Рассмотрим использование семафоров на классическом примере взаимодействия двух выполняющихся в режиме мультипрограммирования потоков, один из ко­торых пишет данные в буферный пул, а другой считывает их из буферного пула. Пусть буферный пул состоит из N буферов, каждый из которых может содержать одну запись. В общем случае поток-писатель и поток-читатель могут иметь раз­личные скорости и обращаться к буферному пулу с переменой интенсивностью. В один период скорость записи может превышать скорость чтения, в другой - наоборот. Для правильной совместной работы поток-писатель должен приоста­навливаться, когда все буферы оказываются занятыми, и активизироваться при освобождении хотя бы одного буфера. Напротив, поток-читатель должен приос­танавливаться, когда все буферы пусты, и активизироваться при появлении хотя бы одной записи.

Введем два семафора: е - число пустых буферов, и f - число заполненных буфе­ров, причем в исходном состоянии е = N, a f = 0. Тогда работа потоков с общим буферным пулом может быть описана следующим образом (рис. 4.20).

Поток-писатель прежде всего выполняет операцию Р(е), с помощью которой он проверяет, имеются ли в буферном пуле незаполненные буферы. В соответствии с семантикой операции Р, если семафор е равен 0 (то есть свободных буферов в данный момент нет), то поток-писатель переходит в состояние ожидания. Если же значением е является положительное число, то он уменьшает число свободных буферов, записывает данные в очередной свободный буфер и после этого наращи­вает число занятых буферов операцией V(f). Поток-читатель действует анало­гичным образом, с той разницей, что он начинает работу с проверки наличия заполненных буферов, а после чтения данных наращивает количество свободных буферов.

DIV_ADBLOCK860">

Семафор может использоваться и в качестве блокирующей переменной. В рас­смотренном выше примере, для того чтобы исключить коллизии при работе с разделяемой областью памяти, будем считать, что запись в буфер и считывание из буфера являются критическими секциями. Взаимное исключение будем обес­печивать с помощью двоичного семафора b (рис. 4.21). Оба потока после провер­ки доступности буферов должны выполнить проверку доступности критической секции.

https://pandia.ru/text/78/239/images/image007_110.jpg" width="495" height="639 src=">

Рис. 4.22. Возникновение взаимных блокировок при выполнении программы

ПРИМЕЧАНИЕ

Тупиковые ситуации надо отличать от простых очередей, хотя те и другие возникают при совместном использовании ресурсов и внешне выглядят похоже: поток приостанавлива­ется и ждет освобождения ресурса. Однако очередь - это нормальное явление, неотъемле­мый признак высокого коэффициента использования ресурсов при случайном поступле­нии запросов. Очередь появляется тогда, когда ресурс недоступен в данный момент, но освободится через некоторое время, позволив потоку продолжить выполнение. Тупик же, что видно из его названия, является в некотором роде неразрешимой ситуацией. Необхо­димым условием возникновения тупика является потребность потока сразу в нескольких ресурсах.

В рассмотренных примерах тупик был образован двумя потоками, но взаимно блокировать друг друга может и большее число потоков. На рис. 2.23 показано такое распределение ресурсов Ri между несколькими потоками Tj, которое при­вело к возникновению взаимных блокировок. Стрелки обозначают потребность потока в ресурсах. Сплошная стрелка означает, что соответствующий ресурс был выделен потоку, а пунктирная стрелка соединяет поток с тем ресурсом, который необходим, но не может быть пока выделен, поскольку занят другим потоком. Например, потоку Т1 для выполнения работы необходимы ресурсы R1 и R2, из ко­торых выделен только один - R1, а ресурс R2 удерживается потоком Т2. Ни один из четырех показанных на рисунке потоков не может продолжить свою работу, так как не имеет всех необходимых для этого ресурсов.

Невозможность потоков завершить начатую работу из-за возникновения вза­имных блокировок снижает производительность вычислительной системы. По­этому проблеме предотвращения тупиков уделяется большое внимание. На тот случай, когда взаимная блокировка все же возникает, система должна предоста­вить администратору-оператору средства, с помощью которых он смог бы распо­знать тупик, отличить его от обычной блокировки из-за временной недоступности ресурсов. И наконец, если тупик диагностирован, то нужны средства для снятия взаимных блокировок и восстановления нормального вычислительного процесса.

Владелец" href="/text/category/vladeletc/" rel="bookmark">владельцем , устанавливая его в несигнальное состояние, и входит в критическую секцию. После того как поток выполнил работу с критическими данными, он «отдает» мьютекс, устанавливая его в сигнальное состояние. В этот момент мьютекс сво­боден и не принадлежит ни одному потоку. Если какой-либо поток ожидает его освобождения, то он становится следующим владельцем этого мьютекса, одно­временно мьютекс переходит в несигнальное состояние.

Объект-событие (в данном случае слово «событие» используется в узком смыс­ле, как обозначение конкретного вида объектов синхронизации) обычно исполь­зуется не для доступа к данным, а для того, чтобы оповестить другие потоки о том, что некоторые действия завершены. Пусть, например, в некотором прило­жении работа организована таким образом, что один поток читает данные из файла в буфер памяти, а другие потоки обрабатывают эти данные, затем первый поток считывает новую порцию данных, а другие потоки снова ее обрабатывают и так далее. В начале работы первый поток устанавливает объект-событие в не­сигнальное состояние. Все остальные потоки выполнили вызов Wait(X), где X - указатель события, и находятся в приостановленном состоянии, ожидая наступ­ления этого события. Как только буфер заполняется, первый поток сообщает об этом операционной системе, выполняя вызов Set(X). Операционная система просматривает очередь ожидающих потоков и активизирует все потоки, которые ждут этого события.

Сигналы

Сигнал дает возможность задаче реагировать на событие, источником которого может быть операционная система или другая задача. Сигналы выбывают пре­рывание задачи и выполнение заранее предусмотренных действий. Сигналы мо­гут вырабатываться синхронно, то есть как результат работы самого процесса, а могут быть направлены процессу другим процессом, то есть вырабатываться асинхронно. Синхронные сигналы чаще всего приходят от системы прерываний процессора и свидетельствуют о действиях процесса, блокируемых аппаратурой, например деление на нуль, ошибка адресации, нарушение защиты памяти и т. д.

Примером асинхронного сигнала является сигнал с терминала. Во многих ОС предусматривается оперативное снятие процесса с выполнения. Для этого поль­зователь может нажать некоторую комбинацию клавиш (Ctrl+C, Ctrl+Break), в ре­зультате чего ОС вырабатывает сигнал и направляет его активному процессу. Сигнал может поступить в любой момент выполнения процесса (то есть он явля­ется асинхронным), требуя от процесса немедленного завершения работы. В дан­ном случае реакцией на сигнал является безусловное завершение процесса.

В системе может быть определен набор сигналов. Программный код процесса, которому поступил сигнал, может либо проигнорировать его, либо прореагиро­вать на него стандартным действием (например, завершиться), либо выполнить специфические действия, определенные прикладным программистом. В послед­нем случае в программном коде необходимо предусмотреть специальные систем­ные вызовы, с помощью которых операционная система информируется, какую процедуру надо выполнить в ответ на поступление того или иного сигнала.

Сигналы обеспечивают логическую связь между процессами, а также между про­цессами и пользователями (терминалами). Поскольку посылка сигнала преду­сматривает знание идентификатора процесса, то взаимодействие посредством сигналов возможно только между родственными процессами, которые могут по­лучить данные об идентификаторах друг друга.

В распределенных системах, состоящих из нескольких процессоров, каждый из которых имеет собственную оперативную память, блокирующие переменные, се­мафоры, сигналы и другие аналогичные средства, основанные на разделяемой памяти, оказываются непригодными. В таких системах синхронизация может быть реализована только посредством обмена сообщениями.

Процессом (process) называется экземпляр программы, загруженной в память. Этот экземпляр может создавать нити (thread), которые представляют собой последовательность инструкций на выполнение. Важно понимать, что выполняются не процессы, а именно нити.

Причем любой процесс имеет хотя бы одну нить. Эта нить называется главной (основной) нитью приложения.

Так как практически всегда нитей гораздо больше, чем физических процессоров для их выполнения, то нити на самом деле выполняются не одновременно, а по очереди (распределение процессорного времени происходит именно между нитями). Но переключение между ними происходит так часто, что кажется, будто они выполняются параллельно.

В зависимости от ситуации нити могут находиться в трех состояниях. Во-первых, нить может выполняться, когда ей выделено процессорное время, т.е. она может находиться в состоянии активности. Во-вторых, она может быть неактивной и ожидать выделения процессора, т.е. быть в состоянии готовности. И есть еще третье, тоже очень важное состояние - состояние блокировки. Когда нить заблокирована, ей вообще не выделяется время. Обычно блокировка ставится на время ожидания какого-либо события. При возникновении этого события нить автоматически переводится из состояния блокировки в состояние готовности. Например, если одна нить выполняет вычисления, а другая должна ждать результатов, чтобы сохранить их на диск. Вторая могла бы использовать цикл типа "while(!isCalcFinished) continue;", но легко убедиться на практике, что во время выполнения этого цикла процессор занят на 100 % (это называется активным ожиданием). Таких вот циклов следует по возможности избегать, в чем оказывает неоценимую помощь механизм блокировки. Вторая нить может заблокировать себя до тех пор, пока первая не установит событие, сигнализирующее о том, что чтение окончено.

Синхронизация нитей в ОС Windows

В Windows реализована вытесняющая многозадачность - это значит, что в любой момент система может прервать выполнение одной нити и передать управление другой. Ранее, в Windows 3.1, использовался способ организации, называемый кооперативной многозадачностью: система ждала, пока нить сама не передаст ей управление и именно поэтому в случае зависания одного приложения приходилось перезагружать компьютер.

Все нити, принадлежащие одному процессу, разделяют некоторые общие ресурсы - такие, как адресное пространство оперативной памяти или открытые файлы. Эти ресурсы принадлежат всему процессу, а значит, и каждой его нити. Следовательно, каждая нить может работать с этими ресурсами без каких-либо ограничений. Но... Если одна нить еще не закончила работать с каким-либо общим ресурсом, а система переключилась на другую нить, использующую этот же ресурс, то результат работы этих нитей может чрезвычайно сильно отличаться от задуманного. Такие конфликты могут возникнуть и между нитями, принадлежащими различным процессам. Всегда, когда две или более нитей используют какой-либо общий ресурс, возникает эта проблема.

Пример. Несинхронизированная работа нитей: если временно приостановить выполнение нити вывода на экран (пауза), фоновая нить заполнения массива будет продолжать работать.

#include #include int a; HANDLE hThr; unsigned long uThrID; void Thread(void* pParams) { int i, num = 0; while (1) { for (i=0; i<5; i++) a[i] = num; num++; } } int main(void) { hThr=CreateThread(NULL,0,(LPTHREAD_START_ROUTINE)Thread,NULL,0,&uThrID); while(1) printf("%d %d %d %d %d\n", a, a, a, a, a); return 0; }

Именно поэтому необходим механизм, позволяющий потокам согласовывать свою работу с общими ресурсами. Этот механизм получил название механизма синхронизации нитей (thread synchronization).

Этот механизм представляет собой набор объектов операционной системы, которые создаются и управляются программно, являются общими для всех нитей в системе (некоторые - для нитей, принадлежащих одному процессу) и используются для координирования доступа к ресурсам. В качестве ресурсов может выступать все, что может быть общим для двух и более нитей - файл на диске, порт, запись в базе данных, объект GDI, и даже глобальная переменная программы (которая может быть доступна из нитей, принадлежащих одному процессу).

Объектов синхронизации существует несколько, самые важные из них - это взаимоисключение (mutex), критическая секция (critical section), событие (event) и семафор (semaphore). Каждый из этих объектов реализует свой способ синхронизации. Также в качестве объектов синхронизации могут использоваться сами процессы и нити (когда одна нить ждет завершения другой нити или процесса); а также файлы, коммуникационные устройства, консольный ввод и уведомления об изменении.

Любой объект синхронизации может находиться в так называемом сигнальном состоянии. Для каждого типа объектов это состояние имеет различный смысл. Нити могут проверять текущее состояние объекта и/или ждать изменения этого состояния и таким образом согласовывать свои действия. При этом гарантируется, что когда нить работает с объектами синхронизации (создает их, изменяет состояние) система не прервет ее выполнения, пока она не завершит это действие. Таким образом, все конечные операции с объектами синхронизации являются атомарными (неделимыми.

Работа с объектами синхронизации

Чтобы создать тот или иной объект синхронизации, производится вызов специальной функции WinAPI типа Create... (напр. CreateMutex). Этот вызов возвращает дескриптор объекта (HANDLE), который может использоваться всеми нитями, принадлежащими данному процессу. Есть возможность получить доступ к объекту синхронизации из другого процесса - либо унаследовав дескриптор этого объекта, либо, что предпочтительнее, воспользовавшись вызовом функции открытия объекта (Open...). После этого вызова процесс получит дескриптор, который в дальнейшем можно использовать для работы с объектом. Объекту, если только он не предназначен для использования внутри одного процесса, обязательно присваивается имя. Имена всех объектов должны быть различны (даже если они разного типа). Нельзя, например, создать событие и семафор с одним и тем же именем.

По имеющемуся дескриптору объекта можно определить его текущее состояние. Это делается с помощью т.н. ожидающих функций. Чаще всего используется функция WaitForSingleObject. Эта функция принимает два параметра, первый из которых - дескриптор объекта, второй - время ожидания в мсек. Функция возвращает WAIT_OBJECT_0, если объект находится в сигнальном состоянии, WAIT_TIMEOUT - если истекло время ожидания, и WAIT_ABANDONED, если объект-взаимоисключение не был освобожден до того, как владеющая им нить завершилась. Если время ожидания указано равным нулю, функция возвращает результат немедленно, в противном случае она ждет в течение указанного промежутка времени. В случае, если состояние объекта станет сигнальным до истечения этого времени, функция вернет WAIT_OBJECT_0, в противном случае функция вернет WAIT_TIMEOUT. Если в качестве времени указана символическая константа INFINITE, то функция будет ждать неограниченно долго, пока состояние объекта не станет сигнальным.

Очень важен тот факт, что обращение к ожидающей функции блокирует текущую нить, т.е. пока нить находится в состоянии ожидания, ей не выделяется процессорного времени.

Критические секции

Объект-критическая секция помогает программисту выделить участок кода, где нить получает доступ к разделяемому ресурсу, и предотвратить одновременное использование ресурса. Перед использованием ресурса нить входит в критическую секцию (вызывает функцию EnterCriticalSection). Если после этого какая-либо другая нить попытается войти в ту же самую критическую секцию, ее выполнение приостановится, пока первая нить не покинет секцию с помощью вызова LeaveCriticalSection. Используется только для нитей одного процесса. Порядок входа в критическую секцию не определен.

Существует также функция TryEnterCriticalSection, которая проверяет, занята ли критическая секция в данный момент. С ее помощью нить в процессе ожидания доступа к ресурсу может не блокироваться, а выполнять какие-то полезные действия.

Пример. Синхронизация нитей с помощью критических секций.

#include #include CRITICAL_SECTION cs; int a; HANDLE hThr; unsigned long uThrID; void Thread(void* pParams) { int i, num = 0; while (1) { EnterCriticalSection(&cs); for (i=0; i<5; i++) a[i] = num; num++; LeaveCriticalSection(&cs); } } int main(void) { InitializeCriticalSection(&cs); hThr=CreateThread(NULL,0,(LPTHREAD_START_ROUTINE)Thread,NULL,0,&uThrID); while(1) { EnterCriticalSection(&cs); printf("%d %d %d %d %d\n", a, a, a, a, a); LeaveCriticalSection(&cs); } return 0; }

Взаимоисключения

Объекты-взаимоисключения (мьютексы, mutex - от MUTual EXclusion) позволяют координировать взаимное исключение доступа к разделяемому ресурсу. Сигнальное состояние объекта (т.е. состояние "установлен") соответствует моменту времени, когда объект не принадлежит ни одной нити и его можно "захватить". И наоборот, состояние "сброшен" (не сигнальное) соответствует моменту, когда какая-либо нить уже владеет этим объектом. Доступ к объекту разрешается, когда нить, владеющая объектом, освободит его.

Две (или более) нити могут создать мьютекс с одним и тем же именем, вызвав функцию CreateMutex. Первая нить действительно создает мьютекс, а следующие - получают дескриптор уже существующего объекта. Это дает возможность нескольким нитям получить дескриптор одного и того же мьютекса, освобождая программиста от необходимости заботиться о том, кто в действительности создает мьютекс. Если используется такой подход, желательно установить флаг bInitialOwner в FALSE, иначе возникнут определенные трудности при определении действительного создателя мьютекса.

Несколько нитей могут получить дескриптор одного и того же мьютекса, что делает возможным взаимодействие между процессами. Можно использовать следующие механизмы такого подхода:

• Дочерний процесс, созданный при помощи функции CreateProcess может наследовать дескриптор мьютекса в случае, если при создании мьютекса функцией CreateMutex был указан параметр lpMutexAttributes.
• Нить может получить дубликат существующего мьютекса с помощью функции DuplicateHandle.
• Нить может указать имя существующего мьютекса при вызове функций OpenMutex или CreateMutex.

Для того чтобы объявить взаимоисключение принадлежащим текущей нити, надо вызвать одну из ожидающих функций. Нить, которой принадлежит объект, может его "захватывать" повторно сколько угодно раз (это не приведет к самоблокировке), но столько же раз она должна будет его освобождать с помощью функции ReleaseMutex.

Для синхронизации нитей одного процесса более эффективно использование критических секций.

Пример. Синхронизация нитей с помощью мьютексов.

#include #include HANDLE hMutex; int a; HANDLE hThr; unsigned long uThrID; void Thread(void* pParams) { int i, num = 0; while (1) { WaitForSingleObject(hMutex, INFINITE); for (i=0; i<5; i++) a[i] = num; num++; ReleaseMutex(hMutex); } } int main(void) { hMutex=CreateMutex(NULL, FALSE, NULL); hThr=CreateThread(NULL,0,(LPTHREAD_START_ROUTINE)Thread,NULL,0,&uThrID); while(1) { WaitForSingleObject(hMutex, INFINITE); printf("%d %d %d %d %d\n", a, a, a, a, a); ReleaseMutex(hMutex); } return 0; }

События

Объекты-события используются для уведомления ожидающих нитей о наступлении какого-либо события. Различают два вида событий - с ручным и автоматическим сбросом. Ручной сброс осуществляется функцией ResetEvent. События с ручным сбросом используются для уведомления сразу нескольких нитей. При использовании события с автосбросом уведомление получит и продолжит свое выполнение только одна ожидающая нить, остальные будут ожидать дальше.

Функция CreateEvent создает объект-событие, SetEvent - устанавливает событие в сигнальное состояние, ResetEvent - сбрасывает событие. Функция PulseEvent устанавливает событие, а после возобновления ожидающих это событие нитей (всех при ручном сбросе и только одной при автоматическом), сбрасывает его. Если ожидающих нитей нет, PulseEvent просто сбрасывает событие.

Пример. Синхронизация нитей с помощью событий.

#include #include HANDLE hEvent1, hEvent2; int a; HANDLE hThr; unsigned long uThrID; void Thread(void* pParams) { int i, num = 0; while (1) { WaitForSingleObject(hEvent2, INFINITE); for (i=0; i<5; i++) a[i] = num; num++; SetEvent(hEvent1); } } int main(void) { hEvent1=CreateEvent(NULL, FALSE, TRUE, NULL); hEvent2=CreateEvent(NULL, FALSE, FALSE, NULL); hThr=CreateThread(NULL,0,(LPTHREAD_START_ROUTINE)Thread,NULL,0,&uThrID); while(1) { WaitForSingleObject(hEvent1, INFINITE); printf("%d %d %d %d %d\n", a, a, a, a, a); SetEvent(hEvent2); } return 0; }

Семафоры

Объект-семафор - это фактически объект-взаимоисключение со счетчиком. Данный объект позволяет "захватить" себя определенному количеству нитей. После этого "захват" будет невозможен, пока одна из ранее "захвативших" семафор нитей не освободит его. Семафоры применяются для ограничения количества нитей, одновременно работающих с ресурсом. Объекту при инициализации передается максимальное число нитей, после каждого "захвата" счетчик семафора уменьшается. Сигнальному состоянию соответствует значение счетчика больше нуля. Когда счетчик равен нулю, семафор считается не установленным (сброшенным).

Функция CreateSemaphore создает объект-семафор с указанием и максимально возможного начального его значения, OpenSemaphore – возвращает дескриптор существующего семафора, захват семафора производится с помощью ожидающих функций, при этом значение семафора уменьшается на единицу, ReleaseSemaphore - освобождение семафора с увеличением значения семафора на указанное в параметре число.

Пример. Синхронизация нитей с помощью семафоров.

#include #include HANDLE hSem; int a; HANDLE hThr; unsigned long uThrID; void Thread(void* pParams) { int i, num = 0; while (1) { WaitForSingleObject(hSem, INFINITE); for (i=0; i<5; i++) a[i] = num; num++; ReleaseSemaphore(hSem, 1, NULL); } } int main(void) { hSem=CreateSemaphore(NULL, 1, 1, "MySemaphore1"); hThr=CreateThread(NULL,0,(LPTHREAD_START_ROUTINE)Thread,NULL,0,&uThrID); while(1) { WaitForSingleObject(hSem, INFINITE); printf("%d %d %d %d %d\n", a, a, a, a, a); ReleaseSemaphore(hSem, 1, NULL); } return 0; }

Защищенный доступ к переменным

Существует ряд функций, позволяющих работать с глобальными переменными из всех нитей, не заботясь о синхронизации, т.к. эти функции сами за ней следят – их выполнение атомарно. Это функции InterlockedIncrement, InterlockedDecrement, InterlockedExchange, InterlockedExchangeAdd и InterlockedCompareExchange. Например, функция InterlockedIncrement атомарно увеличивает значение 32-битной переменной на единицу, что удобно использовать для различных счетчиков.

Для получения полной информации о назначении, использовании и синтаксисе всех функций WIN32 API необходимо воспользоваться системой помощи MS SDK, входящей в состав сред программирования Borland Delphi или CBuilder, а также MSDN, поставляемым в составе системы программирования Visual C.

Потоки могут находиться в одном из нескольких состояний:

Ready (готов) – находящийся в пуле (pool) потоков, ожидающих выполнения;

Running (выполнение) - выполняющийся на процессоре;

Waiting (ожидание), также называется idle или suspended, приостановленный - в состоянии ожидания, которое завершается тем, что поток начинает выполняться (состояние Running) или переходит в состояние Ready ;

Terminated (завершение) - завершено выполнение всех команд потока. Впоследствии его можно удалить. Если поток не удален, система может вновь установить его в исходное состояние для последующего использования.

Синхронизация потоков

Выполняющимся потокам часто необходимо каким-то образом взаимодействовать. Например, если несколько потоков пытаются получить доступ к некоторым глобальным данным, то каждому потоку нужно предохранять данные от изменения другим потоком. Иногда одному потоку нужно получить информацию о том, когда другой поток завершит выполнение задачи. Такое взаимодействие обязательно между потоками как одного, так и разных процессов.

Синхронизация потоков (thread synchronization ) - это обобщенный термин, относящийся к процессу взаимодействия и взаимосвязи потоков. Учтите, что синхронизация потоков требует привлечения в качестве посредника самой операционной системы. Потоки не могут взаимодействовать друг с другом без ее участия.

В Win32 существует несколько методов синхронизации потоков. Бывает, что в конкретной ситуаций один метод более предпочтителен, чем другой. Давайте вкратце ознакомимся с этими методами.

Критические секции

Один из методов синхронизации потоков состоит в использовании критических секций (critical sections). Это единственный метод синхронизации потоков, который не требует привлечения ядра Windows. (Критическая секция не является объектом ядра). Однако этот метод может использоваться только для синхронизации потоков одного процесса.

Критическая секция - это некоторый участок кода, который в каждый момент времени может выполняться только одним из потоков. Если код, используемый для инициализации массива, поместить в критическую секцию, то другие потоки не смогут войти в этот участок кода до тех пор, пока первый поток не завершит его выполнение.

До использования критической секции необходимо инициализировать ее с помощью процедуры Win32 API InitializeCriticalSection(), которая определяется (в Delphi) следующим образом:

procedure InitializeCriticalSection(var IpCriticalSection: TRTLCriticalSection); stdcall;

Параметр IpCriticalSection представляет собой запись типа TRTLCriticalSection, которая передается по ссылке. Точное определение записи TRTLCriticalSection не имеет большого значения, поскольку вам вряд ли понадобится когда-либо заглядывать в ее содержимое. От вас требуется лишь передать неинициализированную запись в параметр IpCtitical Section, и эта запись будет тут же заполнена процедурой.

После заполнения записи в программе можно создать критическую секцию, поместив некоторый участок ее текста между вызовами функций EnterCriticalSection() и LeaveCriticalSection(). Эти процедуры определяются следующим образом:

procedure EnterCriticalSection(var IpCriticalSection: TRTLCriticalSection); stdcall;

procedure LeaveCriticalSection(var IpCriticalSection: TRTLCriticalSection); stdcall;

Параметр IpCriticalSection, который передается этим процедурам, является не чем иным, как записью, созданной процедурой InitializeCriticalSection().

Функция EnterCriticalSection проверяет, не выполняет ли уже какой-нибудь другой поток критическую секцию своей программы, связанную с данным объектом критической секции. Если нет, поток получает разрешение на выполнение своего критического кода, точнее, ему не запрещают это делать. Если да, то поток, обратившийся с запросом, переводится в состояние ожидания, а о запросе делается запись. Так как нужно создавать записи, объект «критическая секция» представляет собой структуру данных.

Когда функция LeaveCriticalSection вызывается потоком, который владеет в текущий момент разрешением на выполнение своей критической секции кода, связанной с данным объектом «критическая секция», система может проверить, нет ли в очереди другого потока, ожидающего освобождения этого объекта. Затем система может вынести ждущий поток из состояния ожидания, и он продолжит свою работу (в выделенные ему кванты времени).

По окончании работы с записью TRTLCriticalSection необходимо освободить ее, вызвав процедуру DeleteCriticalSection(), которая определяется следующим образом:

procedure DeleteCriticalSection(var IpCriticalSection: TRTLCriticalSection); stdcall;

Иногда при работе с несколькими потоками или процессами появляется необходимость синхронизировать выполнение двух или более из них. Причина этого чаще всего заключается в том, что два или более потоков могут требовать доступ к разделяемому ресурсу, которыйреально не может быть предоставлен сразу нескольким потокам. Разделяемым называется ресурс, доступ к которому могут одновременно получать несколько выполняющихся задач.

Механизм, обеспечивающий процесс синхронизации, называется ограничением доступа. Необходимость в нем возникает также в тех случаях, когда один поток ожидает события, генерируемого другим потоком. Естественно, должен существовать какой-то способ, с помощью которого первой поток будет приостановлен до совершения события. После этого поток должен продолжить свое выполнение.

Имеется два общих состояния, в которых может находиться задача. Во-первых, задача может выполняться (или быть готовой к выполнению, как только получит доступ к ресурсам процессора). Во-вторых, задача может бытьблокирована. В этом случае ее выполнение приостановлено до тех пор, пока не освободится нужный ей ресурс или не произойдет определенное событие.

В Windows имеется специальные сервисы, которые позволяют определенным образом ограничить доступ к разделяемым ресурсам, ведь без помощи операционной системы отдельный процесс или поток не может сам определить, имеет ли он единоличный доступ к ресурсу. Операционная система Windows содержит процедуру, которая в течении одной непрерывной операции проверяет и, если это возможно, устанавливает флаг доступа к ресурсу. На языке разработчиков операционной системы такая операция называется операцией проверки и установки . Флаги, используемые для обеспечения синхронизации и управления доступом к ресурсам, называютсясемафорами (semaphore) . Интерфейс Win32 API обеспечивает поддержку семафоров и других объектов синхронизации. Библиотека MFC также включает поддержку данных объектов.

Объекты синхронизации и классы mfc

Интерфейс Win32 поддерживает четыре типа объектов синхронизации - все они так или иначе основаны на понятии семафора.

Первым типом объектов является собственно семафор, или классический (стандартный) семафор . Он позволяет ограниченному числу процессов и потоков обращаться к одному ресурсу. При этом доступ к ресурсу либо полностью ограничен (один и только один поток или процесс может обратиться к ресурсу в определенный период времени), либо одновременный доступ получает лишь малое количество потоков и процессов. Семафоры реализуются с помощью счетчика, значение которого уменьшается, когда задаче выделяется семафор, то увеличивается, когда задача освобождает семафор.

Вторым типом объектов синхронизации является исключающий (mutex) семафор . Он предназначен для полного ограничения доступа к ресурсу, чтобы в любой момент времени к ресурсу мог обратиться только один процесс или поток. Фактически, это особая разновидность семафора.

Третьим типом объектов синхронизации является событие , илиобъект события (event object). Он используется для блокирования доступа к ресурсу до тех пор, пока какой-нибудь другой процесс или поток не заявит о том, что данный ресурс может быть использован. Таким образом, данный объект сигнализирует о выполнении требуемого события.

При помощи объекта синхронизации четвертого типа можно запрещать выполнения определенных участков кода программы несколькими потоками одновременно. Для этого данные участки должны быть объявлены как критический раздел (critical section) . Когда в этот раздел входит один поток, другим потокам запрещается делать тоже самое до тех пор, пока первый поток не выйдет из данного раздела.

Критические разделы, в отличие от других типов объектов синхронизации, применяются только для синхронизации потоков внутри одного процесса. Другие же типы объектов могут быть использованы для синхронизации потоков внутри процесса или для синхронизации процессов.

В MFC механизм синхронизации, обеспечиваемый интерфейсом Win32 , поддерживается с помощью следующих классов, порожденных от класса CSyncObject:

CCriticalSection - реализует критический раздел.

CEvent - реализует объект события

CMutex - реализует исключающий семафор.

CSemaphore - реализует классический семафор.

Кроме этих классов в MFC определены также два вспомогательных класса синхронизации: CSingleLock иCMultiLock . Они контролируют доступ к объекту синхронизации и содержат методы, используемы для предоставления и освобождения таких объектов. КлассCSingleLock управляет доступом к одному объекту синхронизации, а классCMultiLock - к нескольким объектам. Далее будем рассматривать только классCSingleLock .

Когда какой-либо объект синхронизации создан, доступ к нему можно контролировать с помощью класса CSingleLock . Для этого необходимо сначала создать объект типаCSingleLock с помощью конструктора:

CSingleLock (CSyncObject* pObject, BOOL bInitialLock = FALSE);

Через первый параметр передается указатель на объект синхронизации, например семафор. Значение второго параметра определяет, должен ли конструктор попытаться получить доступ к данному объекту. Если этот параметр не равен нулю, то доступ будет получен, в противном случае попыток получить доступ не будет. Если доступ получен, то поток, создавший объект класса CSingleLock , будет остановлен до освобождения соответствующего объекта синхронизации методомUnlock классаCSingleLock .

Когда объект типа CSingleLock создан, доступ к объекту, на который указывал параметр pObject , может контролироваться с помощью двух функций: Lock иUnlock классаCSingleLock .

Метод Lock предназначен для получения доступа к объекту к объекту синхронизации. Вызвавший его поток приостанавливается до завершения данного метода, то есть до тех пор, пока не будет получен доступ к ресурсу. Значение параметра определяет, как долго функция будет ожидать получения доступа к требуемому объекту. Каждый раз при успешном завершении метода значение счетчика, связанного с объектом синхронизации, уменьшается на единицу.

Метод Unlock освобождает объект синхронизации, давая возможность другим потокам использовать ресурс. В первом варианте метода значение счетчика, связанного с данным объектом, увеличивается на единицу. Во втором варианте первый параметр определяет, на сколько это значение должно быть увеличено. Второй параметр указывает на переменную, в которую будет записано предыдущее значение счетчика.

При работе с классом CSingleLock общая процедура управления доступом к ресурсу такова:

создать объект типа CSyncObj (например, семафор), который будет использоваться для управления доступом к ресурсу;

с помощью созданного объекта синхронизации создать объект типа CSingleLock;

для получения доступа к ресурсу вызвать метод Lock;

выполнить обращение к ресурсу;

вызвать метод Unlock , чтобы освободить ресурс.

Далее описывается, как создавать и использовать семафоры и объекты событий. Разобравшись с этими понятиями, можно достаточно просто изучить и использовать два других типа объектов снхронизации: критические секции и мьютексы.

Привет! Сегодня продолжим рассматривать особенности многопоточного программирования и поговорим о синхронизации потоков.

Что же такое «синхронизация»? Вне области программирования под этим подразумевается некая настройка, позволяющая двум устройствам или программам работать совместно. Например, смартфон и компьютер можно синхронизировать с Google-аккаунтом, личный кабинет на сайте - с аккаунтами в социальных сетях, чтобы логиниться с их помощью. У синхронизации потоков похожий смысл: это настройка взаимодействия потоков между собой. В предыдущих лекциях наши потоки жили и работали обособленно друг от друга. Один что-то считал, второй спал, третий выводил что-то на консоль, но друг с другом они не взаимодействовали. В реальных программах такие ситуации редки. Несколько потоков могут активно работать, например, с одним и тем же набором данных и что-то в нем менять. Это создает проблемы. Представь, что несколько потоков записывают текст в одно и то же место - например, в текстовый файл или консоль. Этот файл или консоль в данном случае становится общим ресурсом. Потоки не знают о существовании друг друга, поэтому просто записывают все, что успеют за то время, которое планировщик потоков им выделит. В недавней лекции курса у нас был пример, к чему это приведет, давай его вспомним: Причина кроется в том, что потоки работали с общим ресурсом, консолью, не согласовывая действия друг с другом. Если планировщик потоков выделил время Потоку-1, тот моментально пишет все в консоль. Что там уже успели или не успели написать другие потоки - неважно. Результат, как видишь, плачевный. Поэтому в многопоточном программировании ввели специальное понятие мьютекс (от англ. «mutex», «mutual exclusion» - «взаимное исключение») . Задача мьютекса - обеспечить такой механизм, чтобы доступ к объекту в определенное время был только у одного потока. Если Поток-1 захватил мьютекс объекта А, остальные потоки не получат к нему доступ, чтобы что-то в нем менять. До тех пор, пока мьютекс объекта А не освободится, остальные потоки будут вынуждены ждать. Пример из жизни: представь, что ты и еще 10 незнакомых людей участвуете в тренинге. Вам нужно поочередно высказывать идеи и что-то обсуждать. Но, поскольку друг друга вы видите впервые, чтобы постоянно не перебивать друг друга и не скатываться в гвалт, вы используете правило c «говорящим мячиком»: говорить может только один человек - тот, у кого в руках мячик. Так дискуссия получается адекватной и плодотворной. Так вот, мьютекс, по сути, и есть такой мячик. Если мьютекс объекта находится в руках одного потока, другие потоки не смогут получить доступ к работе с этим объектом. Не нужно ничего делать, чтобы создать мьютекс: он уже встроен в класс Object , а значит, есть у каждого объекта в Java.

Как работает оператор synchronized

Давай познакомимся с новым ключевым словом - synchronized . Им помечается определенный кусок нашего кода. Если блок кода помечен ключевым словом synchronized , это значит, что блок может выполняться только одним потоком одновременно. Синхронизацию можно реализовать по-разному. Например, создать целый синхронизированный метод: public synchronized void doSomething () { //...логика метода } Или же написать блок кода, где синхронизация осуществляется по какому-то объекту: public class Main { private Object obj = new Object () ; public void doSomething () { synchronized (obj) { } } } Смысл прост. Если один поток зашел внутрь блока кода, который помечен словом synchronized , он моментально захватывает мьютекс объекта, и все другие потоки, которые попытаются зайти в этот же блок или метод вынуждены ждать, пока предыдущий поток не завершит свою работу и не освободит монитор. Кстати! В лекциях курса ты уже видел примеры synchronized , но они выглядели иначе: public void swap () { synchronized (this ) { //...логика метода } } Тема для тебя новая, и путаница с синтаксисом, само собой, первое время будет. Поэтому запомни сразу, чтобы не путаться потом в способах написания. Эти два способа записи означают одно и то же: public void swap () { synchronized (this ) { //...логика метода } } public synchronized void swap () { } } В первом случае создаешь синхронизированный блок кода сразу же при входе в метод. Он синхронизируется по объекту this , то есть по текущему объекту. А во втором примере вешаешь слово synchronized на весь метод. Тут уже нет нужды явно указывать какой-то объект, по которому осуществляется синхронизация. Раз словом помечен целый метод, этот метод автоматически будет синхронизированным для всех объектов класса. Не будем углубляться в рассуждения, какой способ лучше. Пока выбирай то, что больше нравится:) Главное - помни: объявить метод синхронизированным можно только тогда, когда вся логика внутри него выполняется одним потоком одновременно. Например, в этом случае сделать метод doSomething() синхронизированным будет ошибкой: public class Main { private Object obj = new Object () ; public void doSomething () { //...какая-то логика, доступная для всех потоков synchronized (obj) { //логика, которая одновременно доступна только для одного потока } } } Как видишь, кусочек метода содержит логику, для которой синхронизация не обязательна. Код в нем могут выполнять несколько потоков одновременно, а все критически важные места выделены в отдельный блок synchronized . И еще один момент. Давай рассмотрим «под микроскопом» наш пример из лекции с обменом именами: public void swap () { synchronized (this ) { //...логика метода } } Обрати внимание: синхронизация проводится по this . То есть по конкретному объекту MyClass . Представь, что у нас есть 2 потока (Thread-1 и Thread-2) и всего один объект MyClass myClass . В этом случае, если Thread-1 вызовет метод myClass.swap() , мьютекс объекта будет занят, и Thread-2 при попытке вызвать myClass.swap() повиснет в ожидании, когда мьютекс освободится. Если же у нас будет 2 потока и 2 объекта MyClass - myClass1 и myClass2 - на разных объектах наши потоки спокойно смогут одновременно выполнять синхронизированные методы. Первый поток выполняет: myClass1. swap () ; Второй выполняет: myClass2. swap () ; В этом случае ключевое слово synchronized внутри метода swap() не повлияет на работу программы, поскольку синхронизация осуществляется по конкретному объекту. А в последнем случае объектов у нас 2. Поэтому потоки не создают друг другу проблем. Ведь у двух объектов есть 2 разных мьютекса, и их захват не зависит друг от друга .

Особенности синхронизации в статических методах

А что делать, если нужно синхронизировать статический метод ? class MyClass { private static String name1 = "Оля" ; private static String name2 = "Лена" ; public static synchronized void swap () { String s = name1; name1 = name2; name2 = s; } } Непонятно, что будет выполнять роль мьютекса в этом случае. Ведь мы уже определились, что у каждого объекта есть мьютекс. Но проблема в том, что для вызова статического метода MyClass.swap() нам не нужны объекты: метод-то статический! И что дальше? :/ На самом деле, проблемы в этом нет. Создатели Java обо всем позаботились:) Если метод, в котором содержится критически важная «многопоточная» логика, статический, синхронизация будет осуществляться по классу. Для большей ясности, приведенный выше код можно переписать так: class MyClass { private static String name1 = "Оля" ; private static String name2 = "Лена" ; public static void swap () { synchronized (MyClass. class ) { String s = name1; name1 = name2; name2 = s; } } } В принципе, ты мог до этого додуматься самостоятельно: раз объектов нет, значит механизм синхронизации должен быть как-то «зашит» в сами классы. Так оно и есть: по классам тоже можно синхронизироваться.