Eraser原理
最初的思路
为每个共享变量维护一个lockset，记录线程访问这个变量时持有的锁。每次访问会更新这个lockset（与当前持有的锁做交运算），当这个集合为空时，就说明这个变量没有被锁保护。
改进一：初始化和共享读
- 初始化时可以不加锁，因为此时别的线程根本没有机会访问到这个变量，因此将refine lockset的时间调整到初始化之后。定义初始化结束的时间为该变量被另一个线程访问。
- 如果一个线程还没初始化完成，就错误地将这个变量暴露给了外部，没法保证这种错误一定被检测到，这依赖于其他线程是否在初始化完成之前访问了这个变量
- 一个只读变量是可以不加锁的，因此需要延后报告错误的时间，直到一个初始化后的变量被多个线程写之后才报错。
改进二：读写锁
Read-Write Lock管理一组锁，一个是只读的锁，一个是写锁。读锁可以在没有写锁的时候被多个线程同时持有，写锁是独占的。
将线程持有的锁（交叉）存在两个集合中：
- locks_held(t)中存的是任何状态下t持有的锁
- write_locks_held(t)中存的是写状态下t持有的锁
在refine lockset的交运算中，如果是读操作，目标集合是locks_held；如果是写操作，目标集合是write_locks_held。
这样一来，一次写操作可以将多次读操作的锁在lockset中删去，本来这样的锁也没有保护写的功能。
实现
堆上的或全局的32-bit word被看作一个共享变量
Lockset原理图
误报的情况
- 内存重复利用
- 使用自己实现的锁，而不是使用
pthreads库 - 良性竞争
这些可以通过特殊的标记语句消除。
内核中经常使用的IRQL提升也有锁的功能，假设提升到level n，则视为申请了前n个锁，这样就可以处理lock和IRQL共存的代码。
使用P/V机制可能会导致误报，因为这种机制基于信号量(Semaphore)，没法得知它保护哪一个变量。
和论文没啥直接关系但很有用的一些基础知识
data race发生的条件
- 两个线程至少有一个是写线程
- 没有指明同时访问的机制
中断请求级别(IRQL, Interrupt ReQuest Level)：处理器在一个IRQL上执行线程代码。IRQL是帮助决定线程如何被中断的。在同一处理器上，线程只能被更高级别IRQL的线程中断。
总结
为每个变量维护一个lockset的思路很不错，效果也很好。正如作者最后说的，Eraser也有其局限：比如没法处理多个锁的情况、没法处理P/V机制的锁等等、误报率不低，有时不得不修改源码（添加标记）。