Sincronizzazione di processi

Presentazione sul tema: "Sincronizzazione di processi"— Transcript della presentazione:

1 Sincronizzazione di processi
Background Il problema delle sezioni critiche Hardware di sincronizzazione Semafori Problemi classici di sincronizzazione Regioni critiche Monitor Sistemi operativi

2 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 produttore-consumatore aggiungendo una variabile counter, inizializzata a 0 e incrementata ogni volta che un nuovo elemento viene inserito nel buffer. Sistemi operativi

3 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

4 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

5 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 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

7 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

8 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

9 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

10 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

11 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

12 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

13 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

14 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

15 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

16 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

17 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

18 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 rimuovere il processo P da S.L; wakeup(P); In un ambiente con un unico processore è possibile disabilitare le interruzioni all’inizio e alla fine delle operazioni wait e signal. Sistemi operativi

19 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: Pi Pj . . A wait(flag) signal(flag) B . . Sistemi operativi

20 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

21 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

22 Problemi classici di sincronizzazione
Problema del buffer limitato Problema di scrittore e lettore (produttore-consumatore) Problema dei cinque filosofi Sistemi operativi

23 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

24 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

25 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

26 Problema scrittori–lettori
Dati condivisi var mutex, wrt: semaphore (=1); readcount: integer (=0); Processo scrittore wait(wrt); … si effettua la scrittura signal(wrt); Processo lettore wait(mutex); readcount := readcount +1; if readcount = 1 then wait(wrt); signal(mutex); … si effettua la lettura readcount := readcount – 1; if readcount = 0 then signal(wrt); Sistemi operativi

27 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

28 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

29 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

30 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

31 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

32 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 second-delay, 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

33 do begin first-count := first-count + 1; if second-count > 0
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 Sistemi operativi

34 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(…); …………. procedure entry Pn (…); begin…end; begin codice di inizializzazione end Sistemi operativi

35 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

36 Monitor e monitor con variabili condition
Sistemi operativi

37 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); state[i] := thinking; test (i+4 mod 5); test (i+1 mod 5); Sistemi operativi

38 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; for i := 0 to 4 do state[i] := thinking; end. Sistemi operativi

39 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

40 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

41 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