Nguyên lý Hệ điều hành - Chương 6: Đồng bộ hóa tiến trình

Nội dung text: Nguyên lý Hệ điều hành - Chương 6: Đồng bộ hóa tiến trình

1. Nội dung BÀI GIẢNG NGUYÊN LÝ HỆ ĐIỀU HÀNH „ Cơ sở „ Vấn đề đoạn găng Chương 6: Đồng bộ hóa tiến trình „ Giải pháp của Peterson „ Phần cứng đồng bộ hóa Phạm Quang Dũng „ Kỹ thuật cờ báo (Semaphores) Bộ môn Khoa học máy tính Khoa Công nghệ thông tin Trường Đại học Nông nghiệp Hà Nội Website: fita.hua.edu.vn/pqdung Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.2 Phạm Quang Dũng ©2008 6.1. Cơ sở Producer „ Sự truy nhập đồng thời đến dữ liệu chia sẻ có thể gây ra sự while (true) { mâu thuẫn. /* produce an item and put in nextProduced */ „ Để duy trì tính nhất quán dữ liệu cần có cơ chế đảm bảo thực while (count == BUFFER_SIZE) hiện các tiến trình hợp tác theo thứ tự. ; // do nothing „ Giả sử rằng chúng ta muốn đưa ra một giải pháp cho vấn đề buffer [in] = nextProduced; tiến trình sản xuất - tiến trình tiêu thụ mà đều điền vào buffer. in = (in + 1) % BUFFER_SIZE; Chúng ta có thể làm được bằng cách có một biến nguyên count count++; để theo dõi số phần tử trong buffer. } z Khởi tạo count=0. z Nó được tăng bởi tiến trình sản xuất khi thêm vào buffer 1 phần tử. z Nó bị giảm bởi tiến trình tiêu thụ khi lấy khỏi buffer 1 phần tử Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.3 Phạm Quang Dũng ©2008 Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.4 Phạm Quang Dũng ©2008 1
2. Consumer Trạng thái tranh đua (Race condition) „ count++ có thể được thực thi như sau: while (true) { register1 = count while (count == 0) register1 = register1 + 1 count = register1 ; // do nothing „ count có thể được thực thi như sau: nextConsumed = buffer[out]; out = (out + 1) % BUFFER_SIZE; register2 = count register2 = register2 - 1 count ; count = register2 „ Xét sự thực hiện đan xen với ban đầu “count = 5”: /* consume the item in nextConsumed S0: producer execute register1 = count {register1 = 5} S1: producer execute register1 = register1 + 1 {register1 = 6} } S2: consumer execute register2 = count {register2 = 5} S3: consumer execute register2 = register2 - 1 {register2 = 4} S4: producer execute count = register1 {count = 6} S5: consumer execute count = register2 {count = 4} Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.5 Phạm Quang Dũng ©2008 Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.6 Phạm Quang Dũng ©2008 6.2. Vấn đề đoạn găng (Critical-Section) Cấu trúc tổng quát của tiến trình Pi „ Xét hệ thống gồm n tiến trình {P0, P1, , Pn-1}. „ Mỗi tiến trình có một đoạn mã, gọi là đoạn găng, mà tại đótiến do { trình có thể thay đổi các biến chung, cập nhật bảng, ghi tệp đoạn vào „ Đặc điểm quan trọng của hệ thống là tại mỗi thời điểm chỉ có 1 tiến trình thực hiện trong đoạn găng của nó. đoạn găng ⇔ sự thực hiện các đoạn găng là loại trừ lẫn nhau theo thời gian. đoạn ra „ Vấn đề đoạn găng là thiết kế một giao thức mà các tiến trình sử đoạn còn lại dụng để hợp tác. Mỗi tiến trình phải yêu cầu sự cho phép để } while (TRUE) ; bước vào đoạn găng của nó. Đoạn mã thực hiện yêu cầu này được gọi là đoạn vào. Sau đoạn găng có thể có đoạn ra. Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.7 Phạm Quang Dũng ©2008 Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.8 Phạm Quang Dũng ©2008 2
3. Giải pháp cho vấn đề đoạn găng Các phương pháp xử lý đoạn găng Một giải pháp cho vấn đề đoạn găng phải thỏa mãn 3 yêu cầu: „ kernel không ưu tiên trước: không cho phép một tiến trình bị ưu tiên trước khi nó đang chạy trong kernel mode; tiến trình đósẽ chạy cho 1. Loại trừ lẫn nhau: nếu tiến trình Pi đang thực hiện trong đoạn đến khi nó thoát khỏi kernel mode. găng của nó thì các tiến trình khác không được thực hiện trong z Không gây tình trạng đua tranh trong cấu trúc đoạn găng của chúng. z Windows 2000/XP, UNIX cũ, Linux trước phiên bản 2.6 2. Chọn tiến trình tiếp theo được vào đoạn găng: nếu không „ kernel có ưu tiên trước: cho phép một tiến trình bị ưu tiên trước khi có tiến trình nào đang trong đoạn găng của nó và một số tiến nó đang chạy trong kernel mode. trình muốn vào đoạn găng của chúng thì chỉ những tiến trình z Cần thiết kế cẩn thận để tránh tình trạng đua tranh, nhất là với kiến trúc đa đang không trong đoạn còn lại mới là ứng cử viên. xử lý đối xứng (SMP). Vì sao? z Thích hợp hơn với lập trình thời gian thực, vì nó sẽ cho phép 1 tiến trình 3. Chờ đợi có hạn: tồn tại giới hạn số lần các tiến trình khác thời gian thực ưu tiên trước 1 tiến trình khác đang chạy trong kernel. được phép vào đoạn găng của chúng sau khi một tiến trình yêu z Linux 2.6, một số phiên bản thương mại của UNIX (Solaris, IRIX) cầu vào đoạn găng đến trước khi yêu cầu đó được đáp ứng. Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.9 Phạm Quang Dũng ©2008 Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.10 Phạm Quang Dũng ©2008 6.3. Giải pháp của Peterson Thuật toán cho tiến trình Pi „ Giải pháp cho 2 tiến trình P , P 0 1 while (true) { „ Giả sử các lệnh LOAD và STORE là nguyên tử (atomic); nghĩa flag[i] = TRUE; là không thể bị ngắt. turn = j; while (flag[j] && turn == j); „ Hai tiến trình chia sẻ 2 biến: z int turn; ĐOẠN_GĂNG z boolean flag[2] flag[i] = FALSE; „ Biếnturnbằng 0/1. turn==i thì Pi được phép vào đoạn găng. „ flag[i]=true cho biết tiến trình Pi sẵn sàng vào đoạn găng. ĐOẠN_CÒN_LẠI } Chứng minh thuật toán trên thỏa mãn cả 3 điều kiện của giải pháp? Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.11 Phạm Quang Dũng ©2008 Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.12 Phạm Quang Dũng ©2008 3
4. 6.4. Phần cứng đồng bộ hóa Lệnh TestAndSet „ Nhiều HĐH cung cấp sự hỗ trợ phần cứng cho mã đoạn găng „ Định nghĩa: „ Đơn bộ xử lý–cóthể vô hiệu các ngắt z Đoạn mã đang chạy thực hiện mà không bị giành ưu tiên boolean TestAndSet (boolean *target) z Nói chung rất không hiệu quả với các hệ thống đa bộ xử lý { Việc chuyển thông điệp đến tất cả các bộ xử lý tốn rất nhiều boolean rv = *target; thời gian, làm trễ sự vào đoạn găng của các tiến trình *target = TRUE; „ Nhiều HĐH hiện đại cung cấp các lệnh phần cứng nguyên tử return rv; Nguyên tử = không thể bị ngắt } z Hoặc là test từ nhớ (memory word) và set giá trị z Hoặc là hoán đổi (swap) nội dung của 2 từ nhớ Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.13 Phạm Quang Dũng ©2008 Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.14 Phạm Quang Dũng ©2008 Giải pháp dùng TestAndSet Lệnh Swap „ Biến boolean chia sẻ là lock, được khởi tạo là false. „ Giải pháp cho mỗi tiến trình: „ Định nghĩa: while (true) { void Swap (boolean *a, boolean *b) while (TestAndSet (&lock)) { ; /* do nothing boolean temp = *a; *a = *b; // đoạn găng *b = temp; } lock = FALSE; // đoạn còn lại } Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.15 Phạm Quang Dũng ©2008 Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.16 Phạm Quang Dũng ©2008 4
5. Giải pháp dùng Swap 6.5. Kỹ thuật dùng cờ báo (Semaphore) „ Biến boolean chia sẻ là lock, được khởi tạo là false; Mỗi tiến „ Công cụ đồng bộ hóa dễ dùng hơn với người lập trình ứng dụng. trình có một biến boolean cục bộ là key. „ Semaphore S –biến integer „ Hai hoạt động nguyên tử chuẩn có thể thay đổiS: „ Giải pháp cho mỗi tiến trình: z wait() và signal(), còn được gọi là P() và V() while (true) { key = TRUE; while (key == TRUE) wait (S) { Swap (&lock, &key); while S <= 0 ; // no-op // đoạn găng S ; } lock = FALSE; signal (S) { // đoạn còn lại S++; } } Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.17 Phạm Quang Dũng ©2008 Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.18 Phạm Quang Dũng ©2008 Semaphore – Công cụ đồng bộ hóa tổng quát Thực thi Semaphore „ Counting semaphore – giá trị S có thể không bị giới hạn „ Phải đảm bảo rằng không thể có 2 tiến trình có thể thực hiện „ Binary semaphore – giá trị S chỉ có thể bằng 0 hoặc 1; dễ thực wait () và signal () trên cùng semaphore tại cùng thời điểm. hiện hơn z Còn được gọi là khóa loại trừ (mutex locks) „ Do đó, sự thực thi trở thành vấn đề đoạn găng: mã củawait và „ Có thể thực thi counting semaphore S như binary semaphore signal được đặt trong đoạn găng. „ Cung cấp sự loại trừ lẫn nhau „ Khi 1 tiến trình trong đoạn găng, các tiến trình khác cố gắng z Semaphore S; // khởi tạo bằng 1 vào đoạn găng phải lặp liên tục trong mã đoạn vào, làm lãng z wait (S); phí các chu kỳ CPU – gọi là busy waiting. Đoạn găng signal (S); Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.19 Phạm Quang Dũng ©2008 Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.20 Phạm Quang Dũng ©2008 5
6. Thực thi Semaphore không có Busy waiting Thực thi Semaphore không có Busy waiting (tiếp) „ Sự thực thi củawait: „ Với mỗi semaphore có một waiting queue. Mỗi phần tử trong wait (S){ waiting queue có 2 trường dữ liệu: value ; z value (kiểu integer) if (value < 0) { z pointer, con trỏ tới bản ghi kế tiếp trong list thêm tiến trình này vào waiting queue block(); } „ Hai hoạt động: } z block – đặt tiến trình gọi vào waiting queue thích hợp „ Sự thực thi của signal: Khi tiến trình thực hiện wait(), nếu giá trị S không dương thì thay vì đợi busy waiting, tiến trình có thể gọi block() signal (S){ value++; Trạng thái tiến trình được chuyển thành waiting if (value <= 0) { z wakeup–loại 1 tiến trình khỏi waiting queue và đặt nó vào loại tiến trình P khỏi waiting queue ready queue. wakeup(P); } Khi 1 tiến trình khác gọi signal (), tiến trình được khởi động } lại bởi wakeup() Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.21 Phạm Quang Dũng ©2008 Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.22 Phạm Quang Dũng ©2008 Deadlock và Starvation „ Deadlock (bế tắc) – hai hoặc nhiều tiến trình đang đợi vô hạn một sự kiện chỉ có thể được gây ra bởi một trong những tiến trình đợi đó. „ Gọi S và Q là hai semaphore được khởi tạo bằng 1 P0 P1 wait (S); wait (Q); End of Chapter 6 wait (Q); wait (S); . . . . . . signal (S); signal (Q); signal (Q); signal (S); „ Starvation – khóa vô hạn. Một tiến trình có thể không bao giờ được đưa ra khỏi waiting queue tương ứng của semaphore. z Có thể xuất hiện khi waiting queue tổ chức dạng LIFO Bài giảng Nguyên lý Hệ điều hành 5.23 Phạm Quang Dũng ©2008 6