Processi e Thread

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Processi e Thread

• Processi• Thread• Meccanismi di comunicazione fra processi (IPC)• Problemi classici di IPC• Scheduling• Processi e thread in Unix• Processi e thread in Windows

Comunicazioni fra processi/thread

• Processi/thread eseguiti concorrentemente hanno bisogno di interagire per comunicare e sincronizzarsi :– scambiare dati

– utilizzare correttamente strutture dati condivise

– eseguire azioni nella sequenza corretta

• Molti meccanismi proposti • Per semplicità ci riferiremo sempre ai processi

– maccanismi simili sono disponibili per i thread

Comunicazioni fra processiRace Condition

(Interferenza, gara, corsa critica)

Due processi accedono alla memoria condivisa contemporaneamente

l’esito dipende dall’ordine in cui vengono eseguiti gli accessi

Sezioni/Regioni Critiche (1)

Regione Critica : porzione di un processo che accede a strutture dati condivise

– punti potenziali di interferenza

Obiettivo : fare in modo che le regioni critiche di due processi non vengano mai eseguite contemporaneamente (mutua esclusione)

4 condizioni per assicurare la mutua esclusione un solo processo per volta esegue la sezione critica non viene fatta nessuna assunzione sulla velocità

relativa dei processi nessun processo che sta eseguendo codice esetrno

alla sezione critica può bloccare un altro processo nessun processo attende indefinitamente di entrare

nella sezione critica

Mutua esclusione con sezioni critiche

Mutua Esclusione con attesa attiva (busy waiting) (1)

• Attenzione: il processo e' in stato “running” ma e' in busy waiting (loop)

• Disabilitare le interruzioni– impedisce che un altro processo vada in

esecuzione– non utilizzabile in modo utente– utilizzabile per poche istruzioni in modo kernel– non risolve il problema se il sistema ha più di

una CPU

• Soluzioni software– alternanza stretta– soluzione di Peterson

• Soluzioni hardware-software– l’istruzione TSL

Mutua Esclusione con attesa attiva (3)Alternanza stretta (1)

Una soluzione non soddisfacente per il problema della ME– 0 può bloccare 1 quando si trova fuori dalla SC

Processo 0 Processo 1

Garantisce la proprieta' di mutua esclusione

MA HA DUE PUNTI DEBOLI:

a) i due processi devono osservare un'alternanza stretta per l'uso della sezione critica

la velocita' di esecuzione e' data dal processo piu' lento

Garantisce la proprieta' di mutua esclusione

MA HA DUE PUNTI DEBOLI:

a) i due processi devono osservare un'alternanza stretta per l'uso della sezione critica

la velocita' di esecuzione e' data dal processo piu' lento

b) se un processo fallisce, l'altro viene bloccato per sempre

Mutua Esclusione con attesa attiva (4)

Soluzione di Peterson (semplificata) 1981

Mutua Esclusione con attesa attiva (5)

Ingresso ed uscita dalla sezione critica utilizzando l’istruzione TSL (TEST AND SET LOCK)

TEST & SET LOCK TSL RX, LOCK RX<= (LOCK) LOCK <= #1

Soluzioni senza attesa attivaLe primitive Sleep e Wakeup (1)

• Idea di base : un processo viene bloccato finché non è in grado di entrare nella sezione critica (in modo da non sprecare cicli di CPU)

• Due primitive realizzate come system call– sleep() :: blocca il processo che la invoca (P va in stato

“BLOCCATO”)

– wakeup(P) :: sveglia il processo P

Le primitive Sleep e Wakeup (2)

Sol. errata al problema del produttore–consumatore (con race condition)

Semafori Dijkstra (1965) (1)• Problema con sleep e wakeup : una wakeup non

utilizzata immediatamente viene persa• Dijkstra (1965): due o piu' processi possono cooperare

attraverso semplici segnali in modo che un processo si fermi ad una locazione ben precisa finche' non riceve un segnale specifico

• Semafori : variabili intere– contano il numero di wakeup pendenti

– il valore è 0 se non ci sono wakeup pendenti e > 0 altrimenti

Semafori (2)

• Due operazioni atomiche (= non interrompibili) standard Up e Down (P e V)– down(S) [riceve segnale]

• se S > 0 allora S= S – 1 ed il processo continua l’esecuzione

• se S==0 il processo viene bloccato senza completare la primitiva (il processo viene aggiunto alla lista dei processi in attesa al semaforo e poi viene invocato lo scheduler)

– up(S) [trasmette segnale]

• se S > 0 allora S= S + 1

• se S==0 e ci sono processi in attesa di completare la down su quel semaforo, uno di questi viene svegliato (viene messo nello stato di pronto) e S rimane a 0, altrimenti S viene incrementato

Semafori (3)• Ogni risorsa e' protetta da un semaforo. Quando un

semaforo viene creato gli viene assegnato un numero che denota quanti utilizzi concorrenti della risorsa sono ammessi

• Semafori binari (per mutua eclusione)MUTEX (MUTual EXclusion)

per protezione risorse

mutex=1; inizializzato a 1

processo

down (&mutex)

up (&mutex)

Semafori (4)

Soluzione del Produttore/Consumatore con semafori

sincroniz-zazione

Semafori (5)Schema di cosa accade nei livelli bassi dell’OSquando viene rilevata una interruzione

1. Salvataggio PC, PSW e qualche RG sulla pila (hw)2. L’interrupt vector viene caricato nel PC (hw)3. Salvataggio delle info sullo stack e di tutti i registri nella tabella dei processi (assembler)4. L’SP punta a una nuova pila (assembler)

5. Esecuzione del gestore delle interru-zioni (C)6. Esecuzione dello scheduler per decidere il nuovo processo da eseguire (C)7. Caricamento dei registri e di tutte le informazioni relative al nuovo processo da eseguire (assembler)

MODELLO A SEMAFOROsemaphore s=0;processo P (device driver)starts i/o device;down (s); si blocca.....interrupt handler~~> interruptup (s); P pronto

Monitor (1)• Oggetti (Strutture dati + procedure per accedervi)• Mutua esclusione nell’esecuzione delle procedure• Variabili di Condizione + wait() e signal()• wait(X)

– sospende sempre il processo che la invoca in attesa di una signal(X)

• signal(X)– sveglia uno dei processi in coda su X

– se nessun processo è in attesa va persa

– deve essere eseguita solo come ultima istruzione prima di uscire dal monitor (il processo svegliato ha l’uso esclusivo del monitor)

Monitor (2)

Un esempio di monitor

Monitor (3)

• Schema di soluzione Produttore/Consumatore – ad ogni istante solo una procedura del monitor è in esecuzione– il buffer ha N posizioni

procedure

pseudo-Pascal

Scambio Messaggi (1)• Non richedono accesso a supporti di

memorizzazione comune• primitive base

– send(destination,&msg)– receive(source, &msg)

• decine di varianti, nel nostro caso : – la receive blocca automaticamente se non ci sono

messaggi– i messaggi spediti ma non ancora ricevuti sono

bufferizzati dal SO

Scambio Messaggi (2)

Sol. Produttore/Consumatore con N messaggi

send (destination, & message) receive(source, &message)

I filosofi a cena (1)

• I filosofi mangiano e pensano

• Per mangiare servono due forchette

• Ogni filosofo prende una forchetta per volta

• Come si può prevenire il deadlock

Dijkstra (1965)

Una falsa soluzione al problema dei filosofi

<---down (mutex);

<--up(mutex);

Una soluzione corretta al problema (parte 1)

L N R5 1 21 2 32 3 43 4 54 5 1

“%” = modulo

Una soluzione corretta al problema (parte 2)

(int i)

libera il sxlibera il dx

(int i)

Il problema dei lettori e scrittori

Una soluzione al problema dei lettori e scrittori (1971)

Il barbiere sonnolento (1)

Il barbiere sonnolento (2)

Soluzione al problema del barbiere.

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