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1 Processi e Thread Processi e thread in Unix. 2 UNIX/Linux Molte versioni di UNIX –trattiamo le caratteristiche più comuni) Ci riferiamo allo standard.

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1 1 Processi e Thread Processi e thread in Unix

2 2 UNIX/Linux Molte versioni di UNIX –trattiamo le caratteristiche più comuni) Ci riferiamo allo standard POSIX –Portable Operating System + I X –Insieme di SC che devono essere supportate dai sistemi conformi (IEEE ) Trattiamo a parte le caratteristiche di Linux che si discostano maggiormente

3 3 UNIX: struttura generale Utenti Programmi di utilità standard (shell, editori, compilatori etc.) Libreria standard (Open, close, read, write …) Sistema operativo Unix (gestione processi, memoria, file system, I/0..) Hardware Modo utente Interfaccia di libreria Interfaccia delle chiamate di sistema Modo kernel

4 4 Processi in UNIX Adottano il modello a processi sequenziali Ogni processo nasce con un solo thread Descriveremo alcune tipiche SC legate alla gestione dei processi e all’IPC e poi parleremo della loro implementazione

5 5 Creazione e terminazione di processi Analizziamo le seguenti SC : –fork : crea un nuovo processo (figlio/child), copia esatta del processo invocante (padre/parent) –waitpid : permette al padre di attendere la terminazione di un figlio –exec : permette di specializzare un processo con un eseguibile –exit : termina il processo che la esegue

6 6 Creazione di Processi Avviene in due passi fork() + execve() x = fork() –crea una copia esatta del processo invocante testo, dati, stack, descrittore dei file aperti –viene generato un un nuovo pid (PID) per il processo figlio –se ha successo, restituisce x=0 nel processo figlio ed x uguale al PID del figlio nel processo padre –se fallisce, restituisce x=-1 es. la tabella dei processi non ha più spazio...

7 7 Text Data Stack Area vuota heap Creazione di processi (2) Spazio di indirizzamento di padre e figlio dopo una fork terminata con successo SI padre Text Data Stack Area vuota heap SI figlio copia

8 8 Text Data Stack Area vuota heap Creazione di processi (2.1) Come prosegue l’esecuzione nei processi padre e figlio SI padre (pid=34) Text Data Stack Area vuota heap SI figlio (pid = 45) 0 &x&x &x&x 45 PC = istruzione successiva a fork

9 9 Creazione di Processi (3) s = execve(pathexe, argv, envp) –differenzia un processo rimpiazzando il suo spazio di indirizzamento con quello dell’eseguibile passato come parametro ( pathexe ) char * argv[] è un array di stringhe (quelle passate sulla linea di comando quando abbiamo invocato làeseguibile) char * envp[] è un array di stringhe del tipo nome = valore se execve ha successo non ritorna!!!!! s : stato in caso di fallimento (non trova il file eseguibile, il file pathexe non è un eseguibile etc…)

10 10 Text segment I-Data segment Ampiezza BSS Altre info Magic number Variabili globali inizializzate Ampiezza area di memoria occupata dalle variabili globali NON inizializzate Numero che contraddistingue il file come eseguibile Codice del programma (assemblato) Creazione di processi (4) Formato di un file eseguibile –risultato di compilazione, linking etc...

11 11 Creazione di processi (5) –La execve() : (1) usa il contenuto del file eseguibile per sovrascrivere lo spazio di indirizzamento del processo che la invoca Text I-Data segment Stack Area vuota BSS-segment Text segment I-Data segment Ampiezza BSS Data FRAME per la funzione main env Variabili di ambiente (envp) argv Agomenti (argv) pathexe

12 12 Creazione di processi (6) –La execve() : (2) carica in PC l’indirizzo iniziale X non può più ritornare …. Text I-Data segment Stack Area vuota BSS-segment Text segment I-Data segment Ampiezza BSS env Indirizzo della prima istruzione compilata di main() argv pathexe X X

13 13 Terminazione di processi (1) pid=waitpid(pid,&status,opt) –attende la terminazione di un processo figlio (pid) –dopo l’esecuzione di waitpid, status contiene l’esito della computazione del processo figlio –status = 0 terminazione normale, != 0 terminazione in presenza di errore exit(status) –termina il processo e restituisce il valore di status al padre (nella variabile status restituita da waitpid)

14 14 Terminazione di processi (2) Processi zombie –processi terminati il cui padre non ha (ancora) eseguito la waitpid() –attendono di restituire il codice di terminazione e svanire

15 15 Una shell semplificata int pid, status; while (TRUE) { /*ciclo infinito*/ type_prompt(); /* stampa prompt*/ read_comm(com,par); /* legge command line */ pid = fork(); /*duplicazione*/ if (pid < 0) { printf(“Unable to fork”); continue;} if (pid != 0) waitpid(-1,&status,0); /* codice padre */ else execve(com,par,0); /*codice figlio*/ }

16 16 Stati dei processi in UNIX Idle Sleeping Zombified Runnable Running Fork iniziata waitpid Fork terminata scheduling Attesa di un evento L’evento accade exit

17 17 Meccanismi IPC di Unix (1) I sistemi Unix forniscono vari meccanismi di IPC Sono comuni a tutti : –pipe –segnali (signals) Altri meccanismi forniti –semafori –scambio messaggi (con varie caratteristiche) –regioni di memoria condivisa (shmem)

18 18 Pipe Pipe : file speciali utilizzati per connettere due processi con un canale unidirezionale di comunicazione Se B cerca di leggere da una pipe vuota si blocca Quando la pipe è piena A viene automaticamente sospeso L’ampiezza della pipe dipende dal sistema A B pipe

19 19 Segnali Sono ‘interruzioni’ software –comunicano al processo il verificarsi di una certo evento –possono essere inviati solo antenati, discendenti (gruppo) –generalmente possono essere ignorati, catturati o possono terminare il processo (default per molti segnali) –per i segnali catturabili si può specificare un signal handler che viene mandato in esecuzione appena il segnale viene rilevato

20 20 Segnali (2) Ogni segnale corrisponde a un certo tipo di evento Lo standard POSIX stabilisce un insieme di segnali riconosciuti in tutti i sistemi conformi es : –SIGFPE : si è verificata una eccezione floating point (es. ho diviso per 0) –SIGKILL : il processo viene terinato (non può essere intercettata) –SIGALRM : è passato il tempo richiesto

21 21 Alcuni segnali previsti da POSIX The signals required by POSIX.

22 22 Segnali (3) I segnali possono essere inviati –da un processo all’altro –dall’utente con particolari combinazioni di tasti (al processo in foregroud) Control-C corrisponde a SIGINT Control-Z corresponde a SIGSTOP –dal SO per a comunicare al processo il verificarsi di particolari eventi (es. SIGFPE, errore floating-point)

23 23 Segnali (4) SD del kernel relative ai segnali –signal handler array : descrive cosa fare quando arriva un segnale di un certo tipo ignorare, trattare + indirizzo del codice della funzione da eseguire (handler) –pending signal bitmap (signal mask): che contiene un bit per ogni tipo di segnale il bit X è a 1 se c’è un segnale pendente di tipo X –ogni processo ha signal handler array ed una pending signal bitmap

24 24 Segnali (5) Come si fissa l’azione da compiere quando viene rilevato un segnale? –Ci sono azioni predefinite –s = sigaction(signum,&act,&oldact) signum : segnale da trattare &act : struttura che definisce che cosa fare quando arriva un segnale, in particolare contiene il puntatore ad un funzione di tipo void -> int, che verra invocata all’arrivo di un segnale di tipo signum. &act viene copiata nel signal handler array &oldact : ritorna il contenuto precedente del signal handler array (può servire per ritornare al comportamento precedente)

25 25 Segnali (6) Come ci si accorge della presenza di un segnale ? –Quando un segnale viene inviato il kernel mette a 1 il corrispondente bit nella signal bitmap più segnali sello stesso tipo in rapida sequenza possono essere visti come uno solo –Il kernel controlla la signal bitmap ogni volta che ritorna da stato kernel a stato utente es al ritorno da una SC, o dalla gestione di una interruzione –Lo stato sleeping è lo stato nel quale un processo attende l’arrivo di un segnale Appena ne arriva uno, viene risvegliato

26 26 Segnali (7) Cosa accade quando il kernel trova un segnale pendente –Esegue l’azione richiesta ignora, default o esegue sh definito dall’utente –Se deve essere invocato un signal handler definito dall’utente: Il kernel modifica la user stack inserendo un frame per il signal handler e lo manda in esecuzione Quando il signal handler è terminato si riprende l’esecuzione interrotta con il frame corretto

27 27 Segnali (8) Come si invia un segnale –s = kill(pid,sig) –invia un segnale di tipo sig al processo pid (se ammesso) –setta a 1 il corrispondente bit della signal bitmap

28 28 Segnali (9) Altre SC relative ai segnali –s = pause() sospende il processo fino al prossimo segnale –s = sigprocmask(how, &set, &oldset) permette di mascherare alcuni segnali –resid=alarm(sec) dopo sec secondi invia una SIGALRM al processo resid tempo rimanente dal precedente settaggio di alarm

29 29 Stati dei processi in UNIX (2) Idle Sleeping Zombified Runnable Running Fork iniziata waitpid Stopped Fork terminata scheduling Attesa di un evento L’evento accade exit Segnale SIGSTOP (CTRL Z) Segnale SIGCONT

30 30 Implementazione di processi (1) Contesto (context) di un processo –tutte le informazioni necessarie per descrivere lo stato di avanzamento di un processo ad un certo istante Cosa compone il contesto di un processo P 1. Spazio di indirizzamento utente: testo, dati, stack, aree condivise (es. mmap) 2. Kernel stack : stack utilizzato durante le chiamate di sistema relative a P 3. Variabili di ambiente 4. process table e user structure ( u area)

31 31 Implementazione di processi (2) Variabili di ambiente : –è un insieme di stringhe della forma variabile = valore –vengono ereditate dal padre, ci sono primitive per leggerne il valore, modificarle etc … –tipicamente sono memorizzate nella parte bassa dello stack utente prima dell’attivazione del processo

32 32 Implementazione di processi (3) Process table : risiede sempre in RAM –un elemento per ogni processo attivo Cosa contiene un elemento : –parametri per lo scheduling (priorità) –informazioni sull’area/e di memoria che contiene testo, dati, stack e user area –informazioni sui segnali pendenti (signal bitmap) –stato –PID, PID del padre –user e group id (reali ed effettivi)

33 33 Implementazione di processi (4) User structure/area : risiede su disco se il processo è swapped out –registri hw –tabella dei descrittori di file –stato della system call corrente –kernel stack –informazioni di accounting tempo CPU usato recentemente, etc. –signal handler array

34 34 Il comando ls Passi effettuati durante l’esecuzione del comando ls da parte della shell

35 35 Le principali funzioni relative ai Thread POSIX Alcune funzioni POSIX P1003.1c Possono essere implementate a livello user o kernel

36 36 Es. la creazione di un thread... err = pthread_create(&tid, attr, function, arg) –nella variabile tid si restituisce l’identificatore del nuovo thread –il nuovo thread inizia l’esecuzione a partire da function con argomenti arg –attr segnala gli attributi del nuovo thread (es la priorità)

37 37 Implementazione di thread (1) Può essere user-level o kernel-level Problema : come mantenere la semantica tradizionale di UNIX? –fork : tutti i (kernel) thread del padre devono essere creati nel figlio? –I/O : cosa accade se due thread agiscono sullo stesso file in modo incontrollato? –segnali : devono essere diretti a un thread in particolare o a tutto il processo?

38 38 Implementazione di thread (2) I thread di Linux –kernel level –SC per l’attivazione di un nuovo thread : pid=clone(function, stack_ptr, sharing_flags, arg) –function : funzione da cui iniziare l’esecuzione –stack_ptr : puntatore alla pila privata del thread –arg : argomenti con cui viene attivata function –sharing_flags : bitmap di condivisione fra thread padre e thread figlio

39 39 I flag per la clone() Significato dei bit nella bitmap sharing_flags

40 40 Scheduling in UNIX Scheduling a due livelli : scheduler a basso livello (low-level): sceglie il prossimo processo da mandare in esecuzione fra quelli in RAM scheduler ad alto livello (high-level): sposta i processi fra RAM e disco in modo da dare a tutti la possibilità di ottenere l’accesso alla CPU Nel seguito descriveremo lo scheduler a basso livello

41 41 Lo scheduler di UNIX (1) Lo scheduling a basso livello è basato su una coda a più livelli di priorità

42 42 Lo scheduler di UNIX (2) Si esegue il primo processo della prima coda non vuota per massimo 1 quanto (tipicamente 100ms) Scheduling round robin fra processi con la stessa priorità Una volta al secondo tutte le priorità vengono ricalcolate: priorità = cpu _usage + nice + base cpu _usage : numero di clock tick per secondo che il processo ha avuto negli ultimi secondi nice : valore intero nell’intervallo [-20, +20] base : valore intero che dipende da cosa sta facendo il processo ha il valore della priorità precedente se il processo sta eseguendo elaborazione normale in user mode ha un valore negativo molto basso se sta effettuando I/O da disco o da terminale

43 43 Lo scheduler di UNIX (3) Meccanismo di aging (invecchiamento o decadimento) usato per il calcolo di cpu _usage : Fissiamo un intervallo di decadimento  t I tick ricevuti mentre il processo P è in esecuzione vengono accumulati in una variabile temporanea tick Ogni  t cpu _usage = cpu _usage / 2 + tick; tick = 0; Il peso dei tick utilizzati descresce col tempo La penalizzazione dei processi che hanno utilizzato molta CPU diminuisce nel tempo

44 44 Lo scheduler di Linux (1) Vengono schedulati i thread, non i processi Tre classi di thread : real-time FIFO, real-time Round Robin, Timesharing Ogni thread ha –una priorità nell’intervallo [0, +40], generalmente all’inizio la priorità di default è 20 –un quanto (misurato in jiffy = 10ms, sono i tick del clock) Lo scheduler calcola la goodness (gdn, lett. bontà) di ogni thread pronto come if (class == real-time) gdn = priority if (class == timeshar && quantum > 0) gdn = quantum + priority if (class == timeshar && quantum == 0) gdn = 0

45 45 Lo scheduler di Linux (2) Algoritmo di scheduling : Ogni volta viene selezionato il thread con goodness maggiore Ogni volta che arriva un tick il quanto del thread in esecuzione viene decrementato Un thread viene de-schedulato se si verifica una delle seguenti condizioni –il quanto diventa 0 –il thread si blocca –diventa ready un thread con una goodness maggiore

46 46 Lo scheduler di Linux (3) Algoritmo di scheduling (contd.): Quando tutti i quanti dei thread ready sono andati a 0, lo scheduler ricalcola il quanto di ogni thread (anche se blocked) come segue : quantum = quantum / 2 + priority


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