Concorrenza, semafori, monitor

Dopo aver discusso lo scorso mese le principali modalità di multiprogrammazione di uncomputer, questo mese analizzeremo il problema della concorrenza di più processi che

accedono a risorse condivise, sia questa un 'unità di ingresso uscita, una struttura dati osemplicemente una variabile. Se non si prendono le dovute cautele, infatti, possono

succedere veramente cose strane: procediamo con ordine ...

Prologo

Per chi non ci ha seguito lo scorsomese, facciamo un attimino il puntodella situazione, quantomeno circa laterminologia che useremo nel restodell'articolo.

Innanzitutto un processo è, in paro-le povere, un «programma che gira» oper essere più precisi, un processo èquanto descritto dal programma man-tenuto in memoria e che il processore«processa». Si introduce questa nuovadefinizione per indicare qualcosa dieffettivamente dinamico, nonché ca-pace di provocare il verificarsi dieventi. Di contro, un programma èsemplicemente un insieme di istruzio-ni che descrivono qualcosa, quindi persua natura è statico.

Detto questo, possiamo introdurre ilconcetto di stato (di un processo). Neisistemi multi programmati infatti piùprogrammi possono essere mantenutiin memoria, e con i meccanismi mo-strati lo scorso mese possono essereeseguiti in parallelismo reale o simula-to dal o dai processori di cui il calcola-tore in considerazione dispone. A cau-sa di alcuni eventi, abbiamo visto, undeterminato processo può trovarsi intre diversi stati: in stato di esecuzione,in stato di pronto o in stato di sospeso.

MCmicrocomputer n. 52 - maggio 1986

Il primo caso riguarda il processoeffettivamente eseguito dal processorenell'istante che stiamo considerando.In stato di sospeso vanno invece queiprocessi che dovendo attendere passi-vamente un evento esterno (ad esem-pio l'arrivo di un dato dall'unità a di-schi), liberano la CPU che cosi puòdedicarsi a elaborare dell'altro. Infinein stato di pronto vanno quei processiche hanno ottenuto ciò che aspettava-no e sono pronti per ripartire non ap-pena la CPU si libera rilasciando ilprocesso attualmente in esecuzione.

Le risorse condivise

Se i vari processi che devono essereeseguiti in parallelo sono completa-mente indipendenti l'uno dall'altroquanto esposto lo scorso mese non fauna grinza. Ciò però è davvero diffici-le che si verifichi: infatti già le sole pe-riferiche di ingresso uscita rappresen-tano un punto di contatto (e natural-mente di potenziale collisione) per ivari processi. Immaginate che dueprocessi cerchino di scrivere contem-poraneamente qualcosa su disco. Dalcanto suo, la periferica può esaudiresolo una richiesta per volta: si rendenecessario un meccanismo che inqualche modo arbitri tali accessi.

Se poi i processi da eseguire in pa-rallelo cooperano usando strutture da-ti condivise l'affare si complica ulte-riormente se non si prendono le op-portune cautele. Cooperazione tutt'al-tro che rara: infatti lo scrivere oggi unsistema operativo di calcolatore, noncorrisponde più a stendere un enormeprogrammone zeppo di routine chesvolgono le funzioni più disparate. Latendenza attuale è quella di multi pro-grammare un calcolatore già a livellodi sistema operativo: esso stesso saràuna collezione di processi (evolventiin parallelo) che cooperano per svol-gere le funzioni volute. Ad esempioavremo uno o più processi che con-trollano l'output su stampante o l'I/Odel disco; tramite opportuni meccani-smi (alcuni li vedremo subito) sarà poipossibile far comunicare più processit~a di loro per «intendersi» sul da far-sI.

La cooperazione tra processi puòavvenire in due distinti modi: ad am-biente locale o ad ambiente globale.Nel primo ·caso si instaura un vero eproprio traffico di messaggi: un pro-cesso spedisce un messaggio ad un al-tro eventualmente aspettando ancheuna risposta. Il nucleo del sistemaoperativo provvederà a dirigere tali«spedizioni» in modo, per cosi dire,

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Appunti di informatica

Figura 1 LOA "XIIAOO 1STA "X"

Figura 2 SEILOA ux .. }AOO 1 Sezione CriticaSTA "XIICLI

Figura 3

SEILOCK LOA ••X" )AOO 1 Sez ione Cr it icaSTA "X"UNLOCK CLI

trasparente al livello dei processi. Lacooperazione ad ambiente globale av-viene invece tramite zone di memorie,più in generale strutture dati, condivi-se tra i processi: ad esempio, se il pro-cesso A deve comunicare qualcosa alprocesso B provvederà coi propri mez-zi (li vedremo) a scrivere «il qualcosa»in una locazione di memoria, dove Bsi «recherà» per prelevarlo. È proprioin casi come questi che si parla di ri-sorse condivise: nel nostro esempio, larisorsa è rappresentata dalla locazionedi memoria usata per l'interazione.

Sezioni criticheDetto questo, cominciamo a parlare

dei problemi che insorgono quandodegli oggetti (le risorse) sono manipo-late da particolari agenti (i processi)che come abbiamo riportato sono ca-paci di provocare il verificarsi di even-ti.

Eventi che possono benissimo esse-re alcune volte quanto meno indeside-rati.

Come abbiamo visto lo scorso mese,nei sistemi a divisione di tempo (time-sharing), la CPU veniva concessa aisingoli processi per un determinatoperiodo di tempo, scaduto il quale ilcontrollo passava per un altro quantodi tempo ad un altro processo preleva-to dalla lista «pronto». Scegliendoquanti di tempo sufficientemente pic-coli era cosÌ possibile simulare un pa-rallelismo anche su computer uni pro-cessor, o in generale su ogni processordi un computer multiprocessor. Loscadere dei quanti di tempo, veniva se-gnalato da un interrupt proveniente daun orologio interno al calcolatore chesvolgeva proprio tale funzione. Imma-giniamo ora che due processi, Pl e P2,utilizzino una variabile comune, adesempio X, con la quale contano qual-

10 IF K=l THEN 1020 K=l30 RETURN

riabile X nell'accumulatore, si sommal all'accumulatore, si scrive il conte-nuto dell'accumulatore nella variabileX.

Poniamo il caso in cui, non appenasi trasferisce il contenuto di X nell'ac-cumulatore, l'orologio mandi l'inter-rupt alla CPU essendo scaduto ilquanto di tempo di Pl. Parte cosÌ P2 ediciamo che prima del prossimo sca-dere di tempo esegua anch'esso unX =X + l, questa volta portando lo atermine. Riparte Pl che, dove era statointerrotto, aggiunge l al contenutodell'accumulatore e lo pone in X. Giu-sto, no?

NO!, c'è stato un errore: X al termi-ne non contiene 2 ma l, in quanto Pl èstato interrotto quando già aveva cari-cato nell'accumulatore il valore O, alquale (dopo il risveglio) ha sommato Ie l'ha scritto in X, assolutamente igna-ro del fatto che intanto anche P2 ave-va fatto lo stesso. Ciò è dovuto al fattoche per incrementare una variabile si èdovuto compiere non una sola istru-zione ma tre, e nessuno ci garantivache sarebbero state eseguite indivisi-bilmente. Infatti se non avessimo avu-to l'interruzione giusto durante l'incre-mento, tutto sarebbe andato liscio ot-tenendo effettivamente il valore 2 in Xalla fine delle due esecuzioni.

Quindi, quando si accede ad una va-riabile condivisa per modificarne ilcontenuto, è bene che non vi siano in-terruzioni di sorta, che come visto pri-ma possono causare dei veri e proprifallimenti. Per fare ciò bisogna innan-zitutto individuare le sezioni (che d'o-ra in avanti chiameremo «critiche») diprogramma contenenti modifiche avariabili condivise, per poi implemen-tare opportuni meccanismi che ci ga-rantiscano che se un processo accedead una di queste sezioni critiche, glialtri non facciano altrettanto finché ilprimo non ha terminato.

SoluzioniNel caso di calcolatore uniproces-

sor che simula un ambiente multi pro-grammato col meccanismo degli inter-rupt, un metodo abbastanza sempliceper rendere indivisibile l'esecuzione diuna sezione critica, consiste nel disabi-litare le interruzioni con un apposito

< K :>1JUNLOCK10 K=020 RETURN

(b)

Figura 5 Semaforo

Coda

ValoreSema.foro

Semaforo

cosa. Ciò in un generico linguaggio adalto livello si esprime con un comandodel tipo:

X=X+1presente in ciascuno dei due processi.Teniamo a sottolineare il fatto che laX è uno stesso oggetto visibile da dueprocessi, non due variabili distinte conlo stesso nome. In altre parole se Plpone X=O e P2 esegue X=X+ l, an-che per Pl il valore di X sarà l (è statoP2 a incrementarlo). Focalizziamo lanostra attenzione su due incrementi ef-fettuati uno da Pl e l'altro da P2. Seall'inizio X vale O, dopo l'esecuzionedi questi due comandi, ovviamente, Xrisulterà incrementata di due. Questonella migliore delle ipotesi: infatti puòsuccedere qualcosa di anormale. Ve-diamo perché. Del comando X =X + lal processore arriverà una traduzionein linguaggio macchina sia che si trattidi interpretazione che di compilazionedel programma di partenza. Ad esem-pio, la sequenza di operazioni corri-spondente sarà tipo quella mostrata infigura l : si pone il contenuto della va-

< K :>1ILOCK(a)

Figura 4

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Appunti di informatica

Figura 6

(a) !p < Se ma.-f' C)"-' C) >110 IF Val oreSernaforo =Verde THEN

ValoreSernaforo=Rosso:GOTO 3020

30 RETURN

(b) ~Sema.-f'C)rC) >110 IF THEN: GOTO 30

20 ValoreSemaforo=Verde30 RETURN

comando al processore. Eseguita la se-zione critica, un nuovo comando riabi-literà l'ascolto delle interruzioni.Eventuali interrupt ricevuti durante il«coprifuoco» non vengono persi marestano pendenti in attesa di potergiungere a destinazione.

In figura 2 è mostrata la sezione cri-tica discussa prima, avvolta dalle dueistruzioni per il processore che setta110la disabilitazione dell'interruzioni e in-fine cancellano tale disabilitazione. Sein tale ipotesi come prima dovesse sca-dere il quanto di tempo subito dopol'LDA, la commutazione di contesto(il rilascio di Pl e l'esecuzione di P2)sarà ignorata fino all'istruzione CLIche riabilita le interruzioni quando or-mai la sezione critica è terminata.

Nel caso di calcolatore multiproces-sor, disabilitare le interruzioni del pro-cessore che sta eseguendo la sezionecritica non basta in quanto Pl e P2possono evolvere su processori diversie anche in questo caso bisogna garan-tire che, quando Pl modifica una va-riabile condivisa, P2 non faccia altret-tanto. Infatti immaginate che Pl e P2,da due processori diversi, esegua-no contemporaneamente il famosoX =X + I tradotto in linguaggio mac-china sempre in figura l. Come primasia il caso che X all'inizio valga O e sedue processi la incrementano di l allafine dovrà valere 2. Sia Pl che P2 cari-cano il contenuto di X negli accumula-tori dei due processor. Contempora-neamente gli sommano l (attenzione:ognuno nel proprio accumulatore) eancor tutt'e due assieme riscrivono ilrisultato di tale somma in X: sbagliatoancora una volta, cosÌ facendo X valel, non 2.

Brutalmente si potrebbe oltre che

disabilitare le interruzioni sul proces-sor che in quell'istante sta eseguendola sezione critica, bloccare anche gliaccessi alla memoria da parte degli al-tri processar: cosÌ saremmo sicuri chenessuno ci rompa (le uova nel panie-re). Fatto sta però che se sugli altriprocessori nessuno aveva intenzionedi accedere alla stessa variabile,avremmo inutilmente provocato un ar-resto temporaneo del rimanente siste-ma che si è visto negare di colpo l'usodella memoria, senza nessun motivo.

L'idea è allora quella di suddividerele sezioni critiche in classi: due sezionicritiche appartengono alla stessa clas-se se manipolano le stesse strutture da-ti condivise. A questo punto non bloc-cheremo l'accesso a tutta la memoria,ma semplicemente, prima di entrare inuna sezione critica, chiuderemo a«chiave» la stessa in modo da assicu-rarci l'esclusiva. Al termine della no-stra sezione critica la lasceremo apertain modo da permettere ad altri l'acces-so. L'esempio tipico che si fa per spie-gare meglio questo semplice procedi-mento è quello dell'appartamento coa-bitato da più persone dove la sezionecritica è naturalmente il bagno: primadi entrare si controlla che non vi sianessun altro, si accede alla risorsachiudendo cis i dentro e all'uscita si la-scia la porta ovviamente non chiusa achiave per permettere ad altri l'acces-so.

In questo modo resteranno bloccatisolo i processi che tentano di accederealle stesse variabili condivise che stagià manipolando uno dei processi inesecuzione. In particolare vogliamosottolineare il fatto che se su un altroprocessore gira un processo che non ...vuole andare al bagno, questo potrà

tranquillamente continuare a fare ciòche stava facendo.

Occorrono però dei meccanismi ag-giuntivi con i quali accedere, chiudere oaprire sezioni critiche. Non vorremmoessere noiosi, con l'esempio del ba-gno: provate però a immaginare cosaaccadrebbe se una persona trova laporta chiusa. La cosa più semplice èaspettare, magari, lì davanti. Non ap-pena la porta si riapre potremo como-damente accedere.

Il primo schema di apertura/chiusu-ra di sezioni critiche non si differenziadi molto dall'algoritmo «igienico» ap-pena visto.

Ad ogni sezione critica è associatauna chiave (che chiameremo K) chead esempio contiene il valore O se èpossibile entrare, l altrimenti. Un pro-cesso che sta per entrare in sezione cri-tica, esegue oltre al SEI per disabilita-re le interruzioni presso il suo proces-sore (vedi fig. 3) anche l'istruzioneLOCK sulla chiave K per appropriarsil'accesso esclusivo.

Al termine, eseguito lo STA «X»l'operazione di UNLOCK sempre sul-la chiave K lascerà libero l'accesso al-ia sezione.

In figura 4 è mostrato in linguaggioBASIC-like il corpo della proceduraLOCK e quello della UNLOCK. 1110-ro funzionamento è assai semplice: laLOCK se K è uguale a O lo pone a l ebasta (vuoI dire che la sezione criticaera libera quindi l'ha occupata) altri-menti cicla sulla linea lO finché K nondiventa O (qualcuno ha lasciato la se-zione critica) per poi porlo uguale a lalla linea 20 avendo così acquisitol'accesso. La UNLOCK, come è facileimmaginare, è molto più semplice do-vendo solo rimettere K =O.

Figura 7

Monitor MANIPOLAICSvar X: integerProcedure Entry INCREMENTAX=X+l :RETURNProcedure Entry OECREMENTAX=X -1: RETURNProcedure Entr>' STAMPAPRINT X:RETURN

MCmicrocomputer n. 52 - maggio 1986

Figura 8 (a. ) Processo Pl (b) Proces-;.o P2

10 INCREMENTA 1020 20 I NCREl'lENTA30 DECRE!"lENTA 3040 40 DECREME/'lTA50 50 STA!"lPA60 STAMPA 60 DECREtrlENTA70 76 STA!"lPA80 END 80 END

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-*- - - _.- - - - -- --- - - - - - -- --- -_-::::.- - -- - -- - - - - - -- - - --

V(Sem) con coda1"'100 vuota.

Figura 9

SemaforiI più attenti avranno certamente no-

tato che nell'algoritmo delle LOCKIUNLOCK c'è qualcosa che non va.Non tanto a livello di funzionamento,quanto nel fatto che un processo chetrova la «porta chiusa» sta a ciclaresulla linea IO, tenendo cosÌ inutilmen-te occupata la CPU che non può faredell'altro. Infatti lo diciamo e lo ridi-ciamo sempre, i calcolatori devonocalcolare, non aspettare. Sempre.

E noi cosÌ facendo introduciamodella attesa attiva che certo non giova,specialmente dopo tutto quello cheabbiamo detto lo scorso mese circa isistemi multi programmati. Lì diceva-mo che quando un processo comuni-cava con un lento dispositivo di in-gresso uscita, invece di aspettare ri-sposta attivamente, era più convenien-te porlo in stato di attesa e prelevareun nuovo task (lavoro, per non usaresempre la parola processo ... oh! par-don) dalla coda dei processi pronti.Associeremo quindi una coda ad ognisezione critica in modo che il processose non può accedervi invece di aspet-tare si sospende sulla relativa codaper non tenere impegnata la CPU.Simmetricamente, quando un proces-so lascia la sezione critica, se ci sonoprocessi sospesi sulla coda relativaprende il primo di questi e lo pone instato di «pronto», pronto per essereeseguito non appena si libera un pro-cessore.

Tale meccanismo è detto dei Sema-fori, per l'aspetto comportamentale as-sai simile alle ben note «primitive»stradali (forse più a quelle ferroviarie).Associamo un semaforo, come prima,ad ogni sezione critica e, guardacaso,questo sarà verde se è possibile acce-dervi, rosso altrimenti. La struttura da-ti corrispondente al semaforo è sche-

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Schema evo/utivodi un processoin seguitoa operazioni di P e V.

P(Seml conSema"foro Ros.so

maticamente mostrata in figura 5: ab-biamo un campo Valore (che comedetto assumerà Rosso o Verde a se-conda del caso) e associato a questouna coda dove sospendere i task chetrovano Rosso.

I semafori (ovviamente quali strut-ture per la mutua esclusione) sono do-vuti a E.W. Dijkstra, di nazionalitàolandese, il quale ha anche provvedu-to a dare un nome alle relative primiti-ve di accesso e rilascio della sezionecritica. L'operazione P corrisponde al-la LOCK di prima, V alla UNLOCK esono ambedue mostrate in figura 6.Un processo che vuole accedere aduna sezione critica controllata dal se-maforo Sem, effettuerà l'operazione P(Sem). Se il semaforo è Verde lo ponea Rosso e può accedere; nel caso con-trario (linea 20, sempre di fig. 6a) lastessa P, che è un comando del siste-ma operativo, sospende il processoche ha eseguito la P e ne seleziona unaltro dalla coda dei processi pronti, al-la stessa stregua del mese scorso.

Terminata la sezione critica, il pro-cesso esegue la V, mostrata in figura6b: se la coda del semaforo è vuotapone (linea 20) il campo valore a Ver-de; altrimenti (linea lO dopo il THEN,abbiamo capovolto un po' la situazio-ne) si prende un processo dalla codadel semaforo e lo si pone in stato dipronto. In tale caso si lascia il semafo-ro Rosso in modo che sia proprio que-sto task e nessun altro ad accedere allasezione critica per primo, non appenaun processore si libera e lo preleva pereseguirlo.

MonitorCosa c'è ora che non va? Anche i se-

mafori fanno acqua?No, non è questo che preoccupa: se

usati correttamente i semafori vanno

Appunti di informatica

più che bene: correttamente, però .. I!problema è appunto questo: fidarsI ebene, non fidarsi è meglio (degli uten-ti). Infatti, se da una parte è vero checon l'uso delle P e delle V si riescono atrattare facilmente le situazioni di mu-tua esclusione tra processi, è anche ve-ro che se un utente usa un linguaggiodi programmazione concorrente con leP e le V, e non fa molta attenzione alloro uso può provocare più pasticci diquanti s~ ne sarebbero. veri.ficati .senz~di esse. Se per esempIO dimentica difare la V dopo la sezione critica, o vi-ceversa, o accede in due sezioni criti-che l'una dentro l'altra, facilmente sipossono creare situazioni di stallo incui tutto il sistema si paralizza, tutti iprocessi risultano sospesi, non vi sonoprocessi pronti nè in esecuzione e leCPU stanno con le mani in mano.

Tradotto in altre parole, fino aquanto si tratta di una variabile condi-visa tra due task, come visto primanon è assolutamente complicato trat-tarla adeguatamente. Se però ci sonodecine di processi che interagisconomediante qualche centinaio di sezionicritiche, non fare confusione a furia dicolpi di P e V, certamente non è facile.Ecco perché qualcuno ha ben pensatodi inventare una apposita strutturadetta monitor (i video non c'entranonulla, n.d.r.) che inglobando le struttu-re condivise rendono più facile il lorouso corretto, ovviamente senza mai di-menticare qualcosa fuori posto. Unmonitor sarà allora una struttura chenon fa uso esplicito di P e V, permet-tendo di compiere ugualmente tutte leoperazioni che vogliamo sulle struttu-re dati condivise.

Per capire meglio, torniamo al no-stro solito esempio di due processi chemanipolano una variabile condivisa,la X. Immaginiamo che su questa va-riabile effettueremo operazioni di in-cremento, decremento e stampa valore(da qualche parte, non ha importan-za). Praticamente le operazioni dacompiere saranno quelle di definireuna struttura monitor come quella difigura 7 alla quale abbiamo dato unnome, MANIPOLAICS, e una se-quenza di specifiche. La prima riguar-da la variabile condivisa, X nel nostrocaso. Seguono delle procedure Entry(sta per ingresso nel monitor) per in-crementare, decrementare o stampareil valore di X. A questo punto, se unprocesso vuole incrementare X bastache invochi la procedura del monitorINCREMENTA; similmente per le al-tre due possibilità.

Sarà il sistema stesso a garantire cheuna sola invocazione sia effettuata al-la volta, sospendendo automaticamen-te i processi che eseguono procedureEntry quando già qualcun altro «stanel monitor».

MCmicrocomputer n. 52 - maggio 1986

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