Необходимость в более реалистическом решении
3.1. Необходимость в более реалистическом решении
Метод, описанный в ¬2.2, интересен постольку, поскольку он показывает, что даже рассмотренных ограниченных средств связи между процессами достаточно для решения задачи. С других точек зрения, которые на мой взгляд так же важны, предложенное решение является безнадежно несовершенным.
Прежде всего, оно приводит к громоздкому описанию отдельных процессов. В этом описании есть все что угодно, но нет ясности в том, что общее поведение процесса на самом деле соответствует (умозрительно весьма простому) требованию взаимного исключения. Другими словами, так или иначе, это решение есть просто крупная мистификация. Давайте попытаемся отчетливо представить, в каком отношении это решение действительно представляет собой мистификацию. Это могло бы дать ключ к дальнейшему усовершенствованию метода.
Рассмотрим отрезок времени, в течение которого один из процессов находится в критическом интервале. Мы знаем, что на протяжении этого времени никакой другой процесс не может войти в свой критический интервал, и даже если он хочет это сделать, то должен ждать, пока не завершится выполнение текущего критического интервала. В этот период от ждущих процессов вряд ли требуется какая-то активность, и относительно них можно сказать, что "они могли бы быть приостановлены".
Наше решение совсем этого не отражает: мы сохраняем процессы в состоянии постоянной занятости, устанавливая и проверяя все время общие переменные, как будто за такую активность ничего не нужно платить. Но если наша реализация, т.е. средства, с помощью которых процессы выполняются, такова, что "приостановка" есть менее дорогостоящее состояние, чем этот активный способ ожидания, то мы вправе (теперь и с экономической точки зрения) назвать наше решение вводящим в заблуждение. В современных вычислительных машинах есть по меньшей мере две особенности, из-за которых такой активный способ ожидания может оказаться очень дорогим. Позвольте коротко на них остановиться.
Вычислительные машины имеют две четко различающиеся части, обычно называемые "процессор" и "память". Процессор является активной частью, где выполняются арифметические и логические операции; он "активен и мал". В памяти, которая "пассивна и велика", размещается в каждый момент времени информация, которая в этот самый момент не обрабатывается, а только хранится для будущего обращения к ней. В общем вычислительном процессе информация передается из памяти в процессор, как только она должна играть активную роль, а информация в памяти может быть изменена передачей в обратном направлении.
Такая вычислительная машина представляет собой исключительно гибкое средство для реализации последовательных процессов. Даже обладая одним единственным процессором, вычислительная машина может использоваться для реализации некоторого числа совместно действующих процессов. С макроскопической точки зрения будет казаться, что все эти процессы выполняются одновременно. Более тщательное наблюдение покажет, однако, что в каждый "микроскопический" момент времени процессор обслуживает только одну единственную программу, а общее впечатление является лишь результатом того, что в некоторые вполне определенные моменты процессор переключается с одного процесса на другой. При такой реализации различные процессы "делят" один и тот же процессор, и активность (т. е. ненулевая скорость) любого процесса означает нулевую скорость для других; в таком случае нежелательно, чтобы драгоценное процессорное время расходовалось процессами, которые по тем или иным причинам не могут продолжать выполнение.
Помимо разделения процессора, разделение памяти также может сделать нежелательным ненужную активность ожидающего процесса. Предположим, что проверка или присваивание "общей переменной" означает обращение к единице информации - так называемому "слову", - расположенному в памяти на ферритовых сердечниках. Доступ к слову в ферритовой памяти занимает ненулевое время, и, кроме того, по техническим причинам в каждый момент можно обратиться только к одному слову.Если более чем один активный процесс пожелает обратиться к той же самой ферритовой памяти, то обычный механизм доступа работает так, что близкие по времени запросы к памяти от различных активных процессов удовлетворяются согласно встроенному правилу: процесс с меньшим приоритетом автоматически задерживается. (В литературе эта ситуация известна как "захват процессором информационного канала на цикл памяти".) В результате этого частая проверка общих переменных может замедлить выполнение тех процессов, для которых в той же самой ферритовой памяти хранятся их локальные величины.
