• Связывайте мьютекс непосредственно с ресурсом, защиту которого он должен обеспечивать, возможно, с использованием структуры данных. (Именно эта методика задействована в программах 8.1 и 8.2.)

• Максимально точно документируйте инвариант, используя для этого словесные описания либо логические, или булевские, выражения. Инвариант— это свойство защищаемого ресурса, сохранение которого неизменным вне критического участка кода вы гарантируете. Форма выражения инвариантов может быть самой различной: "элемент принадлежит обоим спискам или не принадлежит ни одному из них", "контрольная сумма данных в буфере является достоверной", "связанный список является действительным" или "0 <= nLost + nCons <= sequence". Точно сформулированные инварианты могут использоваться совместно с макросом ASSERT при отладке программ, хотя оператор ASSERT должен иметь собственный критический участок кода.

• Убедитесь в том, что каждый критический участок кода имеет только одну точку входа, в которой поток блокирует мьютекс, и только одну точку выхода, в которой поток освобождает мьютекс. Избегайте использования сложных операторов ветвления и таких операторов, как break, return или goto, предоставляющих возможность выхода за пределы критического участка кода. Для защиты от подобных рисков оказываются удобными обработчики завершения.

• Если требуемая логика работы программы приводит к чрезмерному разрастанию критического участка кода (скажем, его размер превышает одну страницу), попробуйте разместить этот код в отдельной функции, чтобы можно было легко понять схему синхронизации. Так, целесообразно выделить в отдельную функцию код, предназначенный для удаления узла из сбалансированного дерева поиска, пока дерево остается блокированным. 

Ранее уже было продемонстрировано, что функции InterlockedIncrement и InterlockedDecrement могут пригодиться в тех случаях, когда все, что требуется — это выполнение простейших операций над переменными, доступ к которым разделяется несколькими потоками. Используя некоторые другие функции, вы можете выполнять атомарные операции, позволяющие осуществлять сравнение и обмен значениями пар переменных.

Функции взаимоблокировки настолько же полезны, насколько и эффективны; эти функции реализуются в пользовательском пространстве с применением всего лишь нескольких машинных команд.

Функция InterlockedExchange сохраняет значение одной переменной в другой. 

Эта функция возвращает текущее значение переменной, на которую указывает параметр Target, и устанавливает значение этой переменной равным Value. Функция InterlockedExchangeAdd прибавляет второе значение к первому. 

Значение Increment прибавляется к значению переменной, на которую указывает параметр Addend, а начальное значение этой переменной возвращается функцией. Данная функция позволяет увеличивать значение переменной на 2 (и более) атомарным образом, чего невозможно добиться последовательными вызовами функции InterlockedIncrement.

Последняя из функций этой группы, которую мы рассмотрим — это функция InterlockedCompareExchange, аналогичная функции InterlockedExchange, если не считать того, что обмен значениями осуществляется лишь в случае равенства сравниваемых значений. 

Эта функция выполняет атомарным образом следующие действия (использование типа данных PVOID для двух последних параметров может казаться вам непонятным):

Одним из вариантов применения этой функции является управление блокировкой с целью реализации критического участка кода. *Destination является переменной блокировки (lock variable), причем значению 1 соответствует разблокированное состояние, а значению 0 — блокированное. Значение Exchange задается равным 0, a Comparand — 1. Вызывающему потоку известно, что она владеет критическим участком, если функция возвращает 1. В противном случае вызывающий поток должен "уснуть", или выполнить ожидание в состоянии занятости ("spin"), то есть совершать в течение короткого промежутка времени цикл, в котором ничего не делается, с той только целью, чтобы выждать некоторое время, а затем вновь повторить попытку. По существу, именно такой цикл и выполняет функция EnterCriticalSection, ожидая перехода в сигнальное состояние объекта CRITICAL_SECTION с ненулевым значением спин-счетчика; для получения более подробной информации по этому вопросу обратитесь к главе 9.

Программа 9.1, приведенная в следующей главе, позволяет исследовать различные аспекты производительности в условиях, когда несколько потоков соревнуются между собой за право обладания разделяемыми ресурсами. Аналогичные эффекты будут наблюдаться и в случае, когда потоки привлекаются для управления памятью с использованием функций malloc и free из многопоточной стандартной библиотеки С, поскольку эти функции используют объекты CRITICAL_SECTION для синхронизации доступа к структуре данных кучи (вы можете в этом сами убедиться, просмотрев исходный код библиотеки С). Ниже описаны два возможных способа улучшения производительности.

• Каждый поток, управляющий памятью, может создать дескриптор типа HANDLE для собственной кучи с помощью функции HeapCreate (глава 5). После этого для распределения памяти вместо функций malloc и free можно использовать функции HeapAlloc и HeapFree.

• Значение переменной окружения времени выполнения __MSVCRT_HEAP_SELECT можно установить равным __GLOBAL_HEAP_SELECTED. Это приведет к тому, что функции malloc и free будут использовать для управления памятью схему Windows, которая использует спин-блокировки (spin locks) вместо объектов CS и может быть намного более эффективной. Этот метод был предложен Гербертом Орашем (Gerbert Orasche) в статье "Configuring VC++ Multithreaded Memory Management", опубликованной в майском выпуске журнала Windows Developer's Journal за 2000 год, а представленные в этой статье результаты убедительно свидетельствуют о преимуществах данного метода в отношении производительности.