Bài giảng Nguyên lý hệ điều hành (Bài giảng tuần 4) - Nguyễn Hải Châu

Chia sẻ: Năm Tháng Tĩnh Lặng | Ngày: | Loại File: PDF | Số trang:10

Thêm vào BST

Báo xấu

86
lượt xem 4
download

Download Vui lòng tải xuống để xem tài liệu đầy đủ

Bài giảng tuần 4 của bài giảng Nguyên lý hệ điều hành trình bày một số nội dung như: Đồng bộ hóa tiến trình, Semaphore, một số bài toán đồng bộ hóa cơ bản, cơ chế monitor,... Mời các bạn cùng tham khảo.

Chủ đề:

Bình luận(0) Đăng nhập để gửi bình luận!

Lưu

Nội dung Text: Bài giảng Nguyên lý hệ điều hành (Bài giảng tuần 4) - Nguyễn Hải Châu

Nguyên lý hệ điều hành Đồng bộ hóa tiến trình Nguyễn Hải Châu Khoa Công nghệ thông tin Trường Đại học Công nghệ 1 2 Ví dụ đồng bộ hóa (1) Ví dụ đồng bộ hóa (2) Tiến trình ghi P: Tiến trình đọc Q: z Các toán tử ++ và -- có thể được cài đặt như sau: while (true) { while (true) { while (counter==SIZE) ; while (counter==0) ; z counter++ z counter-- buf[in] = nextItem; nextItem = buf[out]; register1 = counter; register2 = counter; in = (in+1) % SIZE; out = (out+1) % SIZE; register1 = register1 + 1; register2 = register2 - 1; counter++; counter--; counter = register1; counter = register2; } } buf: Buffer P và Q có thể nhận được các giá trị khác nhau của SIZE: cỡ của buffer z Đây là bài toán vùng counter tại cùng 1 thời điểm nếu như đoạn mã xanh counter: Biến chung đệm có giới hạn và đỏ thực hiện xen kẽ nhau. 3 4 Ví dụ đồng bộ hóa (3) Ví dụ đồng bộ hóa (4) z Giả sử P và Q thực hiện song song với nhau z Lỗi: Cho phép P và Q đồng thời thao tác trên và giá trị của counter là 5: biến chung counter. Sửa lỗi: register1 = counter; // register1=5 register1 = counter; // register1=5 register1 = register1 + 1; // register1=6 register1 = register1 + 1; // register1=6 register2 = counter; // register2=5 counter = register1; // counter=6 register2 = register2 - 1; // register2=4 register2 = counter; // register2=6 counter = register1; // counter=6 !! register2 = register2 - 1; // register2=5 counter = register2; // counter=4 !! counter = register2; // counter=5 5 6 1
Tương tranh và đồng bộ Khái niệm về đoạn mã găng (1) z Tình huống xuất hiện khi nhiều tiến trình cùng z Thuật ngữ: Critical section thao tác trên dữ liệu chung và kết quả các z Thuật ngữ tiếng Việt: Đoạn mã găng, đoạn thao tác đó phụ thuộc vào thứ tự thực hiện mã tới hạn. của các tiến trình trên dữ liệu chung gọi là tình z Xét một hệ có n tiến trình P0, P1, ..., Pn, mỗi huống tương tranh (race condition) tiến trình có một đoạn mã lệnh gọi là đoạn z Để tránh các tình huống tương tranh, các tiến mã găng, ký hiệu là CSi, nếu như trong đoạn trình cần được đồng bộ theo một phương mã này, các tiến trình thao tác trên các biến thức nào đó ⇒ Vấn đề nghiên cứu: Đồng bộ chung, đọc ghi file... (tổng quát: thao tác trên hóa các tiến trình dữ liệu chung) 7 8 Khái niệm về đoạn mã găng (2) Khái niệm về đoạn mã găng (3) z Đặc điểm quan trọng mà hệ n tiến trình này z Cấu trúc chung của Pi để thực hiện đoạn mã cần có là: Khi một tiến trình Pi thực hiện đoạn găng CSi. mã CSi thì không có tiến trình Pj nào khác do { được phép thực hiện CSj Xin phép (ENTRYi) thực hiện CSi; // Entry section z Mỗi tiến trình Pi phải “xin phép” (entry Thực hiện CSi; section) trước khi thực hiện CSi và thông báo Thông báo (EXITi) đã thực hiện xong CSi; // Exit section (exit section) cho các tiến trình khác sau khi Phần mã lệnh khác (REMAINi); // Remainder section thực hiện xong CSi. } while (TRUE); 9 10 Khái niệm về đoạn mã găng (4) Giải pháp cho đoạn mã găng z Viết lại cấu trúc chung của đoạn mã găng: z Giải pháp cho đoạn mã găng cần thỏa mãn 3 điều kiện: do { z Loại trừ lẫn nhau (mutual exclusion): Nếu Pi đang ENTRYi; // Entry section thực hiện CSi thì Pj không thể thực hiện CSj ∀j≠i. Thực hiện CSi; // Critical section z Tiến triển (progress): Nếu không có tiến trình Pi nào EXITi; // Exit section thực hiện CSi và có m tiến trình Pj1, Pj2, ..., Pjm muốn thực hiện CSj1, CSj2, ..., CSjm thì chỉ có các tiến trình REMAINi; // Remainder section không thực hiện REMAINjk (k=1,...,m) mới được xem } while (TRUE); xét thực hiện CSjk. z Chờ có giới hạn (bounded waiting): sau khi một tiến trình Pi có yêu cầu vào CSi và trước khi yêu cầu đó 11 được chấp nhận, số lần các tiến trình Pj (với j≠i) được 12 phép thực hiện CSj phải bị giới hạn. 2
Ví dụ: giải pháp của Peterson Ví dụ: giải pháp của Peterson z Giả sử có 2 tiến trình P0 và P1 với hai đoạn z Mã lệnh của Pi: mã găng tương ứng CS0 và CS1 do { z Sử dụng một biến nguyên turn với giá trị khởi flag[i] = TRUE; tạo 0 hoặc 1 và mảng boolean flag[2] turn = j; z turn có giá trị i có nghĩa là Pi được phép thực while (flag[j] && turn == j) ; hiện CSi (i=0,1) CSi; z nếu flag[i] là TRUE thì tiến trình Pi đã sẵn flag[j] = FALSE; sàng để thực hiện CSi REMAINi; } while (1); 13 14 Chứng minh giải pháp Peterson Xem chứng minh giải pháp của Peterson z thỏa mãn 3 điều kiện của đoạn mã găng Semaphore trong giáo trình (trang 196) z Giải pháp “kiểu Peterson”: z Phức tạp khi số lượng tiến trình tăng lên z Khó kiểm soát 15 16 Thông tin tham khảo Định nghĩa z Edsger Wybe Dijkstra z Semaphore là một biến nguyên, nếu không tính (người Hà Lan) phát đến toán tử khởi tạo, chỉ có thể truy cập thông minh ra khái niệm qua hai toán tử nguyên tố là wait (hoặc P) và semaphore trong khoa học máy tính vào năm signal (hoặc V). 1972 z P: proberen – kiểm tra (tiếng Hà Lan) z Semaphore được sử z V: verhogen – tăng lên (tiếng Hà Lan) dụng lần đầu tiên trong z Các tiến trình có thể sử dụng chung semaphore cuốn sách “The operating system” của z Các toán tử là nguyên tố để đảm bảo không xảy Edsger Wybe Dijkstra ra trường hợp như ví dụ đồng bộ hóa đã nêu ông (1930-2002) 17 18 3
Toán tử wait và signal Sử dụng semaphore (1) wait(S) // hoặc P(S) signal(S) // hoặc V(S) z Với bài toán đoạn mã găng: { { do { while (S0 19 20 Sử dụng semaphore (2) Cài đặt semaphore cổ điển z Xét hai tiến trình P1 và P2, P1 cần thực hiện z Định nghĩa cổ điển của wait cho ta thấy toán toán tử O1, P2 cần thực hiện O2 và O2 chỉ tử này có chờ bận (busy waiting), tức là tiến được thực hiện sau khi O1 đã hoàn thành trình phải chờ toán tử wait kết thúc nhưng z Giải pháp: Sử dụng semaphore synch = 0 CPU vẫn phải làm việc: Lãng phí tài nguyên z Liên hệ cơ chế polling trong kiến trúc máy tính z P1: z P2: z Cài đặt semaphore theo định nghĩa cổ điển: ... ... z Lãng phí tài nguyên CPU với các máy tính 1 CPU O1; wait(synch); z Có lợi nếu thời gian chờ wait ít hơn thời gian thực signal(synch); O2; hiện context switch ... ... 21 z Các semaphore loại này gọi là spinlock 22 Cài đặt semaphore theo cấu trúc Cài đặt semaphore theo cấu trúc z Khắc phục chờ bận: Chuyển vòng lặp chờ void wait(semaphore *S) void signal(semaphore *S) thành việc sử dụng toán tử block (tạm dừng) { { z Để khôi phục thực hiện từ block, ta có toán tử S->value--; S->value++; wakeup if (S->valuevalueL; ra khỏi s->L; typedef struct { block(); wakeup(P); int value; // Giá trị của semaphore } } struct process *L; // Danh sách tiến trình chờ... } } } semaphore; 23 24 4
Semaphore nhị phân Một số bài toán Là semaphore chỉ nhận giá trị 0 hoặc 1 z z Cài đặt semaphore nhị phân đơn giản hơn đồng bộ hóa cơ bản semaphore không nhị phân (thuật ngữ: counting semaphore) 25 26 Bài toán vùng đệm có giới hạn Bài toán vùng đệm có giới hạn z Đã xét ở ví dụ đầu tiên (the bounded-buffer Tiến trình ghi P: Tiến trình đọc Q: problem) do { do { z Ta sử dụng 3 semaphore tên là full, empty và wait(empty); wait(full); mutex để giải quyết bài toán này wait(mutex); wait(mutex); z Khởi tạo: // Ghi một phần tử mới // Đọc một phần tử ra z full: Số lượng phần tử buffer đã có dữ liệu (0) // vào buffer // khỏi buffer z empty: Số lượng phần tử buffer chưa có dữ liệu (n) signal(mutex); signal(mutex); z mutex: 1 (Chưa có tiến trình nào thực hiện đoạn signal(full); signal(empty); mã găng) } while (TRUE); } while (TRUE); 27 28 Bài toán tiến trình đọc - ghi Bài toán tiến trình đọc-ghi số 1 z Thuật ngữ: the reader-writer problem z Sử dụng các semaphore với giá trị khởi tạo: z Tình huống: Nhiều tiến trình cùng thao tác trên một cơ wrt (1), mutex (1) sở dữ liệu trong đó z Sử dụng biến rcount (khởi tạo 0) để đếm số z Một vài tiến trình chỉ đọc dữ liệu (ký hiệu: reader) z Một số tiến trình vừa đọc vừa ghi (ký hiệu: writer) lượng reader đang đọc dữ liệu z Khi có đọc/ghi đồng thời của nhiều tiến trình trên cùng z wrt: Đảm bảo loại trừ lẫn nhau khi writer ghi một cơ sở dữ liệu, có 2 bài toán: z mutex: Đảm bảo loại trữ lẫn nhau khi cập z Bài toán 1: reader không phải chờ, trừ khi writer đã được phép nhật biến rcount ghi vào CSDL (hay các reader không loại trừ lẫn nhau khi đọc) z Bài toán 2: Khi writer đã sẵn sàng ghi, nó sẽ được ghi trong thời gian sớm nhất (nói cách khác khi writer đã sẵn sàng, không cho phép các reader đọc dữ liệu) 29 30 5
Bài toán tiến trình đọc-ghi số 1 Bữa ăn tối của các triết gia z Tiến trình writer Pw: z Tiến trình reader Pr: z Thuật ngữ: the dining- do { do { philosophers problem wait(wrt); wait(mutex); z Có 5 triết gia, 5 chiếc // Thao tác ghi đang được rcount++; đũa, 5 bát cơm và một // thực hiện if (rcount==1) wait(wrt); âu cơm bố trí như hình signal(wrt); signal(mutex); vẽ while (TRUE); // Thực hiện phép đọc z Đây là bài toán cổ điển wait(mutex); và là ví dụ minh họa cho một lớp nhiều bài rcount--; toán tương tranh if (rcount==0) signal(wrt); (concurrency): Nhiều signal(mutex); tiến trình khai thác } while (TRUE); 31 nhiều tài nguyên chung 32 Bữa ăn tối của các triết gia Giải pháp cho bài toán Bữa ăn... z Mã lệnh của triết gia i: z Các triết gia chỉ làm 2 việc: Ăn và suy nghĩ z Biểu diễn 5 chiếc đũa qua mảng semaphore: do { z Suy nghĩ: Không ảnh hưởng đến các triết gia khác, semaphore chopstick[5]; wait(chopstick[i]); đũa, bát và âu cơm các semaphore được khởi tạo wait(chopstick[(i+1)%5]; z Để ăn: Mỗi triết gia phải có đủ 2 chiếc đũa gần nhất ở giá trị 1 // Ăn... bên phải và bên trái mình; chỉ được lấy 1 chiếc đũa z Mã lệnh của triết gia như hình signal(chopstick[i]); một lần và không được phép lấy đũa từ tay triết gia bên signal(chopstick[(i+1)%5]; khác z Mã lệnh này có thể gây bế tắc // Suy nghĩ... (deadlock) nếu cả 5 triết gia z Khi ăn xong: Triết gia bỏ cả hai chiếc đũa xuống bàn } while (TRUE); đều lấy được 1 chiếc đũa và và tiếp tục suy nghĩ chờ để lấy chiếc còn lại nhưng không bao giờ lấy được!! 33 34 Một số giải pháp tránh bế tắc Hạn chế của semaphore z Chỉ cho phép nhiều nhất 4 triết gia đồng thời z Mặc dù semaphore cho ta cơ chế đồng bộ lấy đũa, dẫn đến có ít nhất 1 triết gia lấy hóa tiện lợi song sử dụng semaphore không được 2 chiếc đũa đúng cách có thể dẫn đến bế tắc hoặc lỗi do z Chỉ cho phép lấy đũa khi cả hai chiếc đũa trình tự thực hiện của các tiến trình bên phải và bên trái đều nằm trên bàn z Trong một số trường hợp: khó phát hiện bế z Sử dụng giải pháp bất đối xứng: Triết gia tắc hoặc lỗi do trình tự thực hiện khi sử dụng mang số lẻ lấy chiếc đũa đầu tiên ở bên trái, sau đó chiếc đũa ở bên phải; triết gia mang semaphore không đúng cách số chẵn lấy chiếc đũa đầu tiên ở bên phải, z Sử dụng không đúng cách gây ra bởi lỗi lập sau đó lấy chiếc đũa bên trái trình hoặc do người lập trình không cộng tác 35 36 6
Ví dụ hạn chế của semaphore (1) Ví dụ hạn chế của semaphore (2) z Xét ví dụ về đoạn mã găng: z Xét ví dụ về đoạn mã găng: z Mã đúng: z Mã sai: z Mã đúng: z Mã sai: ... ... ... ... wait(mutex); signal(mutex); wait(mutex); wait(mutex); // Đoạn mã găng // Đoạn mã găng // Đoạn mã găng // Đoạn mã găng signal(mutex); wait(mutex); signal(mutex); wait(mutex); ... ... ... ... z Đoạn mã sai này gây ra z Đoạn mã sai này gây ra vi phạm điều kiện loại bế tắc trữ lẫn nhau 37 38 Ví dụ hạn chế của semaphore (3) Ví dụ hạn chế của semaphore (4) z Nếu người lập trình quên các toán tử wait() z Tiến trình P1 z Tiến trình P2 hoặc signal() trong trong các đoạn mã găng, ... ... hoặc cả hai thì có thể gây ra: wait(S); wait(Q); z Bế tắc wait(Q); wait(S); z Vi phạm điều kiện loại trừ lẫn nhau ... ... signal(S); signal(Q); signal(Q); signal(S); z Hai tiến trình P1 và P2 đồng thời thực hiện sẽ 39 dẫn tới bế tắc 40 Thông tin tham khảo Per Brinch Hansen Cơ chế monitor z (người Đan Mạch) là người đầu tiên đưa ra khái niệm và cài đặt monitor năm 1972 z Monitor được sử dụng lần đầu tiên trong ngôn ngữ lập trình Concurrent Pascal Per Brinch Hansen (1938-2007) 41 42 7
Monitor là gì? Định nghĩa tổng quát z Thuật ngữ monitor: giám sát z Monitor là một cách tiếp cận để đồng bộ hóa z Định nghĩa không hình thức: Là một loại các tác vụ trên máy tính khi phải sử dụng các tài nguyên chung. Monitor thường gồm có: construct trong ngôn ngữ bậc cao dùng để z Tập các procedure thao tác trên tài nguyên chung phục vụ các thao tác đồng bộ hóa z Khóa loại trừ lẫn nhau z Monitor được nghiên cứu, phát triển để khắc z Các biến tương ứng với các tài nguyên chung phục các hạn chế của semaphore như đã z Một số các giả định bất biến nhằm tránh các tình nêu trên huống tương tranh z Trong bài này: Nghiên cứu một loại cấu trúc monitor: Kiểu monitor (monitor type) 43 44 Monitor type Cấu trúc một monitor type z Một kiểu (type) hoặc kiểu trừu tượng (abstract monitor tên_monitor { // Khai báo các biến chung type) gồm có các dữ liệu private và các phương procedure P1(...) { ... thức public } z Monitor type được đặc trưng bởi tập các toán procedure P2(...) { ... tử của người sử dụng định nghĩa } ... z Monitor type có các biến xác định các trạng procedure Pn(...) { ... thái; mã lệnh của các procedure thao tác trên } các biến này initialization_code (..) { ... } 45 } 46 Minh họa cấu trúc monitor Cách sử dụng monitor z Monitor được cài đặt sao cho chỉ có một tiến trình được hoạt động trong monitor (loại trừ lẫn nhau). Người lập trình không cần viết mã lệnh để đảm bảo điều này z Monitor như định nghĩa trên chưa đủ mạnh để xử lý mọi trường hợp đồng bộ hóa. Cần thêm một số cơ chế “tailor-made” về đồng bộ hóa z Các trường hợp đồng bộ hóa “tailor-made”: sử dụng kiểu condition. 47 48 8
Kiểu condition Monitor có kiểu condition z Khai báo: condition x, y; // x, y là các biến kiểu condition z Sử dụng kiểu condition: Chỉ có 2 toán tử là wait và signal z x.wait(): tiến trình gọi đến x.wait() sẽ được chuyển sang trạng thái chờ (wait hoặc suspend) z x.signal(): tiến trình gọi đến x.signal() sẽ khôi phục việc thực hiện (wakeup) một tiến trình đã gọi đến x.wait() 49 50 Đặc điểm của x.signal() Signal wait/continue z x.signal() chỉ đánh thức duy nhất một tiến z Giả sử có hai tiến trình P và Q: trình đang chờ z Q gọi đến x.wait(), sau đó P gọi đến x.signal() z Nếu không có tiến trình chờ, x.signal() không z Q được phép tiếp tục thực hiện (wakeup) có tác dụng gì z Khi đó P phải vào trạng thái wait vì nếu ngược z x.signal() khác với signal trong semaphore cổ lại thì P và Q cùng thực hiện trong monitor điển: signal cổ điển luôn làm thay đổi trạng z Khả năng xảy ra: thái (giá trị) của semaphore z Signal-and-wait: P chờ đến khi Q rời monitor hoặc chờ một điều kiện khác (*) z Signal-and-continue: Q chờ đến khi P rời monitor 51 hoặc chờ một điều kiện khác 52 Bài toán Ăn tối.. với monitor Monitor của bài toán Ăn tối... z Giải quyết bài toán Ăn tối của các triết gia với monitor dp { monitor để không xảy ra bế tắc khi hai triết gia ngồi enum {thinking, hungry, eating} state[5]; cạnh nhau cùng lấy đũa để ăn condition self[5]; z Trạng thái của các triết gia: void pickup(int i) { enum {thinking, hungry, eating} state[5]; state[i] = hungry; z Triết gia i chỉ có thể ăn nếu cả hai người ngồi cạnh ông ta không ăn: test(i); (state[(i+4)%5]!=eating) and (state[(i+1)%5]!=eating) if (state[i] != eating) self[i].wait(); z Khi triết gia i không đủ điều kiện để ăn: cần có biến } condition: condition self[5]; } 53 54 9
Monitor của bài toán Ăn tối... Monitor của bài toán Ăn tối... void putdown(int i) { void test(int i) { state[i] = thinking; if ((state[(i+4)%5] != eating) && test((i+4)%5); (state[i] == hungry) && test((i+1)%5); (state[(i+1)%5] != eating)) { } state[i] = eating; initialization_code() { self[i].signal(); for (int i=0;i