Sincronizzazione dei processi

Sincronizzazione di processi
•
•
•
•
•
•
•
Background
Il problema delle sezioni critiche
Hardware di sincronizzazione
Semafori
Problemi classici di sincronizzazione
Regioni critiche
Monitor
Sistemi operativi
6.1
Background
•
•
•
L’accesso concorrente a dati condivisi può causare incoerenza
nei dati.
Il mantenimento della coerenza dei dati richiede meccanismi che
assicurino l’esecuzione ordinata dei processi cooperanti.
La soluzione con memoria condivisa del problema del buffer
limitato permette al più n–1 elementi residenti
contemporaneamente nel buffer. Una soluzione in cui tutti gli n
elementi del buffer siano impiegati non è semplice.
– Si può pensare di modificare il codice del produttoreconsumatore aggiungendo una variabile counter,
inizializzata a 0 e incrementata ogni volta che un nuovo
elemento viene inserito nel buffer.
Sistemi operativi
6.2
Buffer limitato
•
•
Dati condivisi
type item = … ;
var buffer: array [0..n-1] of item;
in, out: 0..n-1;
counter: 0..n;
in, out, counter := 0;
Processo produttore
repeat
…
produce un elemento in nextp
…
while counter = n do no-op;
buffer [in] := nextp;
in := in + 1 mod n;
counter := counter +1;
until false;
Sistemi operativi
6.3
Buffer limitato
•
•
Processo consumatore
repeat
while counter = 0 do no-op;
nextc := buffer [out];
out := out + 1 mod n;
counter := counter – 1;
…
consuma l’elemento in nextc
…
until false;
Le istruzioni counter := counter + 1; e counter := counter - 1; devono essere
operazioni atomiche. In realtà counter := counter +1 corrisponde a
register := counter;
register := register + 1;
counter := register;
Sistemi operativi
6.4
Problema della sezione critica
•
•
•
•
Si hanno n processi che competono per usare alcuni dati condivisi.
Ciascun processo ha una parte di codice, chiamata sezione critica, in
cui accede a dati condivisi.
Problema – assicurare che quando un processo esegue la sezione
critica, nessun altro processo possa eseguire la propria sezione critica.
Struttura del processo Pi
repeat
entry section
sezione critica
exit section
sezione non critica
until false;
Sistemi operativi
6.5
Condizioni per la soluzione del problema della sezione critica
1. Mutua esclusione. Se il processo Pi sta eseguendo la propria
sezione critica, allora nessun altro processo può eseguire le
proprie sezioni critiche.
2. Progresso. Se nessun processo è in esecuzione nella propria
sezione critica ed esiste qualche processo che desidera entrare
nella propria sezione critica, allora la selezione del processo che
può entrare nella propria sezione critica non può essere
rimandata indefinitamente.
3. Attesa limitata. E’ necessario porre un limite al numero di volte
che si consente ad altri processi di entrare nelle proprie sezioni
critiche, prima che la richiesta del primo processo sia stata
accordata.
Si assume che ciascun processo sia eseguito ad una velocità
diversa da zero. Non si fanno assunzioni relative alla velocità
relativa degli n processi.
Sistemi operativi
6.6
Primi tentativi di soluzione del problema
•
•
Solo 2 processi, P0 e P1
Struttura generale del processo Pi (altro processo Pj)
repeat
entry section
sezione critica
exit section
sezione non critica
until false;
•
I processi possono condividere alcune variabili comuni per
sincronizzare le proprie azioni.
Sistemi operativi
6.7
Algoritmo 1
•
•
Variabili condivise:
– var turn: 0..1;
(inizialmente turn = 0)
– Se turn = i  Pi può entrare nella propria sezione critica
Processo Pi
repeat
while turn  i do no-op;
sezione critica
turn := j;
sezione non critica
until false;
•
Soddisfa la mutua esculsione, ma non il progresso.
Se turn=0, P1 non può entrare nella propria sezione critica,
anche se P0 si trova nella propria sezione non critica.
Sistemi operativi
6.8
Algoritmo 2
•
•
Variabili condivise
– var flag: array [0..1] of boolean;
(inizialmente flag [0] = flag [1] = false).
– Se flag [i] = true  Pi è pronto ad entrare nella propria sez. critica
Processo Pi
repeat
flag[i] := true;
while flag[j] do no-op;
sezione critica
flag [i] := false;
sezione non critica
until false;
•
Soddisfa la mutua esculsione, ma non il progresso. I due processi
possono settare entrambi flag[i] = true, bloccandosi indefinitamente.
Sistemi operativi
6.9
Algoritmo 3
•
•
Combina le variabili condivise degli algoritmi 1 e 2.
Processo Pi
repeat
flag [i] := true;
turn := j;
while (flag [j] and turn = j) do no-op;
sezione critica
flag [i] := false;
sezione non critica
until false;
•
Sono soddisfatte tutte e tre le condizioni. Risolve il problema
della sezione critica per due processi. Pi entra nella sezione
critica (progresso) al massimo dopo un’entrata da parte di Pj
(attesa limitata).
Sistemi operativi
6.10
Algoritmo del fornaio
Soluzione del problema delle sezioni critiche per n processi
•
•
•
•
•
Prima di entrare in una sezione critica, i processi ricevono un numero (biglietto
del negozio). Il possessore del numero più basso entra nella sezione critica.
Se i processi Pi e Pj ricevono lo stesso numero, se i < j, allora Pi viene servito
prima, altrimenti Pj è servito prima.
Lo schema di numerazioni genera sempre numeri non decrescenti; esempio,
1,2,3,3,3,3,4,5...
Notazione per indicare il numero e il processo (numero #, process id #)
– (a,b) < (c,d) se a < c o se a = c e b < d
– max (a0,…, an-1) è un numero, k, tale che k  ai per i = 0, …, n – 1
Dati condivisi
var choosing: array [0..n – 1] of boolean;
number: array [0..n – 1] of integer;
Le strutture dati sono inizializzate a false e 0 rispettivamente
Sistemi operativi
6.11
Algoritmo del fornaio
repeat
choosing[i] := true;
number[i] := max(number[0], number[1], …, number [n – 1])+1;
choosing[i] := false;
for j := 0 to n – 1
do begin
while choosing[j] do no-op;
while number[j]  0
and (number[j],j) < (number[i], i) do no-op;
end;
sezione critica
number[i] := 0;
sezione non critica
until false;
number[i] = 0 indica che Pi non vuole entrare in sezione critica.
Sistemi operativi
6.12
Hardware di sincronizzazione
•
E’ necessario per testare e modificare il contenuto di una parola
in modo atomico.
function Test-and-Set (var target: boolean): boolean;
begin
Test-and-Set := target;
target := true;
end;
Sistemi operativi
6.13
Mutua Esclusione con Test-and-Set
•
•
Dati condivisi: var lock: boolean; (inizialmente false)
Processo Pi
repeat
while Test-and-Set (lock) do no-op;
sezione critica
lock := false;
sezione non critica
until false;
Non soddisfa attesa limitata (qualunque processo può passare
avanti).
Sistemi operativi
6.14
Semafori
•
•
•
I semafori sono strumenti di sincronizzazione.
Il semaforo S è una variabile intera.
Si può accedere al semaforo solo attraverso due operazioni
indivisibili (atomiche).
wait (S): while S 0 do no-op;
S := S – 1;
signal (S): S := S + 1;
Sistemi operativi
6.15
Esempio: sezione critica con n processi
•
•
Variabili condivise
– var mutex : semaforo; (inizialmente mutex = 1)
Processo Pi
repeat
wait(mutex);
sezione critica
signal(mutex);
sezione non critica
until false;
Sistemi operativi
6.16
Implementazione dei semafori
•
•
Per evitare di lasciare un processo in attesa nel ciclo while si può
implementare il semaforo nel seguente modo
Si definisce un semaforo come un record
type semaphore = record
value: integer
L: list of process;
end;
•
Si assume che siano disponibili due semplici operazioni:
– block sospende il processo che lo chiama.
– wakeup(P) riprende l’esecuzione di un processo bloccato P.
Sistemi operativi
6.17
Implementazione dei semafori
•
Le operazioni dei semafori possono essere definite come
wait(S): S.value := S.value – 1;
if S.value < 0
then begin
aggiungere questo processo a S.L;
block;
end;
signal(S): S.value := S.value = 1;
if S.value  0
then begin
rimuovere il processo P da S.L;
wakeup(P);
end;
In un ambiente con un unico processore è possibile disabilitare le
interruzioni all’inizio e alla fine delle operazioni wait e signal.
Sistemi operativi
6.18
Uso dei semafori
•
•
•
Eseguire B in Pj solo dopo che A è stato eseguito in Pi
Si impiega un semaforo flag inizializzato a 0
Codice:
Sistemi operativi
Pi
.
.
.
.
A
Pj
.
.
.
.
wait(flag)
signal(flag)
.
.
.
B
.
.
.
6.19
Deadlock e Starvation
•
•
Deadlock – due o più processi sono in attesa indefinita per un evento che può
essere generato solo da uno dei due processi in attesa.
Siano S e Q due semafori inizializzati a 1
P0
P1
wait(S);
wait(Q);
wait(Q);
.
.
.
.
wait(S);
.
.
.
.
signal(S);
signal(Q);
signal(Q);
signal(S);
Se dopo wait(S) di P0 viene eseguita wait(Q) di P1 si ha un deadlock.
•
Starvation – blocco indefinito. Un processo attende indefinitamente ad un
semaforo, e non può essere mai rimosso dalla coda del semaforo in cui è
sospeso.
Sistemi operativi
6.20
Due tipi di semafori
•
Semaforo contatore – intero che può assumere valori in un
dominio non limitato.
•
Semaforo binario – intero che può essere settato solo a 0 o
1; può essere implementato più semplicemente.
•
Si può ovviamente implementare un semaforo binario per
mezzo di un semaforo contatore. Ma anche il viceversa è
possibile.
Sistemi operativi
6.21
Problemi classici di sincronizzazione
•
•
•
Problema del buffer limitato
Problema di scrittore e lettore (produttore-consumatore)
Problema dei cinque filosofi
Sistemi operativi
6.22
Problema del buffer limitato
•
•
Dati condivisi
type item = …
var buffer: …
full, empty, mutex: semaphore;
nextp, nextc: item;
full :=0; empty := n; mutex :=1;
Processo produttore
repeat
…
produce un elemento in nextp
…
wait(empty);
wait(mutex);
…
inserisce nel buffer l’elemento in nextp
…
signal(mutex);
signal(full);
until false;
Sistemi operativi
6.23
Problema del buffer limitato
•
Processo consumatore
repeat
wait(full)
wait(mutex);
…
rimuove un elemento da buffer e lo pone in nextc
…
signal(mutex);
signal(empty);
…
consuma l’elemento in nextc
…
until false;
Sistemi operativi
6.24
Problema scrittori–lettori
•
Alcuni processi devono accedere in lettura e/o scrittura ad una
risorsa condivisa (es. file).
•
Se due lettori accedono contemporaneamente all’insieme di dati
non ci sono problemi.
•
Gli scrittori devono avere accesso esclusivo all’insieme di dati
condivisi.
•
Due formulazioni del problema sono le seguenti:
– Nessun lettore rimanga in attesa, a meno che uno scrittore
abbia già ottenuto il permesso di utilizzare l’insieme di dati
condiviso.
– Uno scrittore, una volta pronto, esegua il proprio compito di
scrittura al più presto (nessun nuovo lettore deve iniziare la
lettura da questo momento).
Sistemi operativi
6.25
Problema scrittori–lettori
•
Dati condivisi
•
Processo scrittore
•
Processo lettore
var mutex, wrt: semaphore (=1);
readcount: integer (=0);
wait(wrt);
…
si effettua la scrittura
…
signal(wrt);
wait(mutex);
readcount := readcount +1;
if readcount = 1 then wait(wrt);
signal(mutex);
…
si effettua la lettura
…
wait(mutex);
readcount := readcount – 1;
if readcount = 0 then signal(wrt);
signal(mutex);
Sistemi operativi
6.26
Problema dei 5 filosofi
• I filosofi mangiano e pensano.
• Quando un filosofo ha fame, tenta di prendere le due bacchette che ha accanto.
• Prende prima una bacchetta poi l’altra.
• Non rilascia le bacchette finché non ha finito.
Sistemi operativi
6.27
Problema dei 5 filosofi
•
Dati condivisi
var chopstick: array [0..4] of semaphore;
(inizialmente =1)
•
Filosofo i:
repeat
wait(chopstick[i])
wait(chopstick[i+1 mod 5])
…
mangia
…
signal(chopstick[i]);
signal(chopstick[i+1 mod 5]);
…
pensa
…
until false;
Sistemi operativi
6.28
Problema dei 5 filosofi
•
•
Non esclude il deadlock, ad esempio se tutti i filosofi hanno fame
contemporaneamente e prendono prima la bacchetta alla loro
destra.
Alcune soluzioni:
– Solo quattro filosofi possono essere seduti
contemporaneamente a tavola.
– Un filosofo può prendere le sue bacchette solo se sono
entrambe disponibili (attenzione alle sezioni critiche).
– Adottare una soluzione asimmetrica. Un filosofo dispari
prende prima la bacchetta di sinistra, un filosofo pari prende
prima la bacchetta di destra.
Sistemi operativi
6.29
Regioni critiche
•
•
Un errato utilizzo dei semafori può condurre a degli errori  è necessario un
costrutto di sincronizzazione di alto livello.
Una variabile condivisa v di tipo T, viene dichiarata come:
var v: shared T;
•
Si può accedere alla variable v solo con l’istruzione
region v when B do S;
dove B è un’espressione booleana. Mentre l’istruzione S è in esecuzione,
nessun altro processo può accedere alla variabile v.
•
•
Le regioni che si riferiscono alla stessa variabile condivisa escludono
qualunque altra.
Quando un processo tenta di eseguire l’istruzione region, viene valutata
l’espressione booleana B. Se questa è falsa, il processo è ritardato fino a
che B diventa vera e nessun altro processo si trova nella regione associata
con v.
Sistemi operativi
6.30
Esempio: buffer limitato
•
Variabili condivise:
var buffer: shared record
pool: array [0..n–1] of item;
count,in,out: integer
end;
•
Il processo produttore inserisce nextp nel buffer condiviso
region buffer when count < n
do begin
pool[in] := nextp;
in:= in+1 mod n;
count := count + 1;
end;
•
Il processo consumatore rimuove un elemento dal buffer condiviso e lo pone in
nextc
region buffer when count > 0
do begin
nextc := pool[out];
out := out+1 mod n;
count := count – 1;
end;
Sistemi operativi
6.31
Implementazione di region x when B do S
•
Si associano con la variabile condivisa x le seguenti variabili:
var mutex, first-delay, second-delay: semaphore;
first-count, second-count: integer,
•
•
•
•
•
L’accesso mutuamente esculsivo alla sezione critica è fornito da mutex.
Se un processo non può entrare nella sezione critica perché l’espressione
booleana B è falsa, attende inizialmente nel semaforo first-delay; viene poi mosso
nel semaforo second-delay prima che gli sia consentito di valutare ancora B.
Si tiene traccia del numero di processi che attendono in first-delay e seconddelay, per mezzo di first-count e second-count.
L’algoritmo assume un ordinamento FIFO nell’accodamanto dei processi per un
semaforo.
Per avere una disciplina di accodamento arbitraria, è richiesta una
implementazione più complicata.
Sistemi operativi
6.32
wait(mutex);
while not B
do begin first-count := first-count + 1;
if second-count > 0
then signal(second-delay);
else signal(mutex);
wait(first-delay):
first-count := first-count – 1;
if first-count > 0 then signal(first-delay);
else signal(second-delay);
wait(second-delay);
second-count := second-count – 1;
end;
S;
if first-count >0
then signal(first-delay);
else if second-count >0
then signal(second-delay);
else signal(mutex);
Sistemi operativi
6.33
Monitor
•
E’ un costrutto di sincronizzazione di alto livello che permette la
condivisione sicura di un tipo astratto di dati fra processi
concorrenti.
type monitor-name = monitor
dichiarazione variabili
procedure entry P1 :(…);
begin … end;
procedure entry P2(…);
begin … end;
………….
procedure entry Pn (…);
begin…end;
begin
codice di inizializzazione
end
Sistemi operativi
6.34
Monitor
•
Per permettere ad un processo di attendere dentro al monitor,
variabili condition devono essere dichiarate come segue:
var x, y: condition
•
La variabile condizione può essere usata solo con le
operazioni wait e signal.
– L’operazione
x.wait;
vuol dire che il processo che chiama questa operazione
viene sospeso finché un altro processo chiama
x.signal;
– L’operazione x.signal riprende esattamente un processo
sospeso. Se nessun processo è sospeso, allora
l’operazione di signal non ha effetto.
Sistemi operativi
6.35
Monitor e monitor con variabili condition
Sistemi operativi
6.36
Esempio dei filosofi
type dining-philosophers = monitor
var state : array [0..4] of :(thinking, hungry, eating);
var self : array [0..4] of condition;
procedure entry pickup (i: 0..4);
begin
state[i] := hungry;
test (i);
if state[i]  eating then self[i], wait;
end;
procedure entry putdown (i: 0..4);
begin
state[i] := thinking;
test (i+4 mod 5);
test (i+1 mod 5);
end;
Sistemi operativi
6.37
Esempio dei filosofi
procedure test(k: 0..4);
begin
if state[k+4 mod 5]  eating
and state[k] = hungry
and state[k+1 mod 5] ]  eating
then begin
state[k] := eating;
self[k].signal;
end;
end;
begin
for i := 0 to 4
do state[i] := thinking;
end.
Sistemi operativi
6.38
Implementazione del monitor con semafori
•
Variabili
var mutex: semaphore (init = 1)
next: semaphore (init = 0)
next-count: integer (init = 0)
•
•
Ciascuna procedura esterna F viene rimpiazzata con
wait(mutex);
…
corpo di F;
…
if next-count > 0
then signal(next);
else signal(mutex);
La mutua esclusione viene assicurata con un monitor.
Sistemi operativi
6.39
Implementazione del monitor
•
•
•
Per ogni variabile condizione x si ha:
var x-sem: semaphore (init = 0)
x-count: integer (init = 0)
L’operazione x.wait può essere implementata con:
x-count := x-count + 1;
if next-count >0
then signal(next)
else signal(mutex);
wait(x-sem);
x-count := x-count – 1;
L’operazione x.signal può essere implementata con:
if x-count > 0
then begin
next-count := next-count + 1;
signal(x-sem);
wait(next);
next-count := next-count – 1;
end;
Sistemi operativi
6.40
Implementazione del monitor
•
•
Costrutto Conditional-wait: x.wait(c);
– c: espressione intera valutata quando viene eseguita l’operazione
wait.
– Il valore di c (numero di priorità) viene memorizzato con il nome
del processo che viene sospeso.
– Quando si esegue x.signal, si riprende il processo che ha
associato il numero di priorità più basso.
Si controllano due condizioni per stabilire la correttezza del sistema:
– I processi utente devono sempre fare le loro chiamate al monitor
con una sequenza corretta.
– E’ necessario assicurare che un processo non cooperativo non
ignori la porta di mutua esclusione fornita dal monitor, e provi ad
accedere direttamente alle variabili condivise, senza impiegare i
protocolli di accesso.
Sistemi operativi
6.41