Алгоритм Лампорта взаимного исключения

Алгоритм Лампорта -- алгоритм взаимного исключения, работающий в случае, если все сообщения идут FIFO и использующий логические часы Лампорта (т.е. с каждым сообщением посылается ещё и временна́я метка).

Каждый поток поддерживает очередь запросов на вход в критическую секцию. Приоритет – <временная метка, номер потока> (т.е при равенстве временных меток берем тот поток, чей номер меньше).

Когда поток хочет войти в критическую секцию, он:

1. Добавляет свой запрос в свою очередь (т.е временную метку и номер потока)
2. Посылает всем потокам запрос (req)
3. Ждет от них ответа (ok)
4. Получив все ответы, ждет, когда он станет первым в своей очереди, и входит в критическую секцию
5. Выйдя из критической секции, удаляет свой запрос из своей очереди, посылает всем сообщение о том, что вышел (rel)

Действия вне критической секции:

• При получении запроса от другого потока, запрос добавляется в очередь и запрашивающему потоку посылается ответ
• При получении release от другого потока, его запрос удаляется из очереди

Суммарно на каждую критическую секцию приходится [math]3(N - 1)[/math] сообщение.

Корректность гарантируется при помощи FIFO и ok: если $P$ получил ok от процесса $Q$, то запрос от $Q$ на вход в критическую секцию уже тоже получен.

Неаккуратное доказательство: если $P$ и $Q$ решили одновременно войти в критическую секцию, то они оба получили друг от друга ok и, следовательно, знают друг про друга. А тогда $P$ не может быть минимальным в очереди $P$, а $Q$ — минимальным в очереди $Q$. Намёки, почему неаккуратно:

1. Используется запретное слово "одновременно", а не "произошло-до".
2. Нигде нет отсылок к тому, что мы используем логические часы в качестве меток, а не просто случайные числа.

Чуть более аккуратное доказательство не требуется на экзамене, но есть в книжке Gaarg, страницы 24 и 26 (впрочем, там тоже есть "одновременно", но уже не так явно). Пусть процесс $P_i$ в момент времени $e'$ выбрал для захода в критическую секцию метку $x_i$ ($C(e')=x_i$) и зашёл в неё в момент времени $e$, а процесс $P_k$ в момент времени $f'$ выбрал метку $x_k$ ($C(f)=x_k$). Раз $P_i$ зашёл в секцию, то он, в частности, получил подтверждение от $P_k$. Процесс $P_k$ отправил его в момент $g$ (сразу после получения запроса на подтверждение). Два случая:

1. Если $g < f$ (т.е. $P_k$ решил входить в секцию после того, как узнал про $P_i$), то $x_i = C(e') < C(g) < C(f) = x_k$. То есть процесс $P_k$ знает про $P_i$ и имеет строго больший номер. Тогда он может зайти в критическую секцию только после выхода $P_i$ из секции и получения об этом сообщения, то есть его вход происходит-после выхода $P_i$.
2. Если $f < g$, то процесс $P_i$ получит от $P_k$ сообщение req до того, как получит подтверждение в момент $g$. Таким образом, оба потока знают друг про друга. И раз $P_i$ решил входить в секцию, то либо он уже знает, что $P_k$ вошёл в секцию (при помощи сообщений), либо у него номер строго меньше (тогда $P_k$ не будет входить в секцию, пока $P_i$ не выйдет).