Plan de la séance. Notion de section critique. Solution logiciel (fausse puis vrai) : utilisation d un verrou

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1 1 Plan de la séance Notion de section critique Solution logiciel (fausse puis vrai) : utilisation d un verrou Problème classique : philosophes chinois, producteur consommateur, etc. Définition et utilisation des sémaphores Solution aux problèmes classiques Primitive de manipulation des sémaphores (System V) Autres méthodes de synchronisation que les sémaphores : moniteurs et compteurs

2 Notion de section critique 2 Un processus est constitué de plusieurs instructions. Par exemple, on peut considérer un processus A dont les instructions seraient : et un processus B : IA1 IA2 IA3 IA4 IA5 IA6 IA7... IB1 IB2 IB3 IB4 IB5 IB6 IB7... Du fait d interruption et d attente d entrée-sortie, le processeur exécute les instructions par intermitence : IB1 IA1 IA2 IB2 IB3 IB4 IA3...

3 Problème de concurrence 3 Considérons une ressource ici une variable int cpt=2000 que l on désire mettre à 1000 en utilisant 2 processus : EA1 EA2 EA3 EA4 processus A charger(vara2,1000) charger(vara1,cpt) resa=add(vara1,vara2) ranger(resa,cpt) EB1 EB2 EB3 EB4 Supposons que l on ait la succession d actions : processus B charger(varb2,2000) charger(varb1,cpt) resb=sub(varb1,varb2) ranger(resb,cpt) EB1, EB2, EA1, EA2, EA3, EA4, EB3, EB4, le résultat de cette séquence est cpt=0. Supposons que l on ait la d actions : EB1, EA1, EA2, EB2, EA3, EB3, EB4, EA4, le résultat de cette séquence est cpt=3000.

4 Notion de section critique : définition 4 La mise-à-jour de cpt doit s effectuer à l exclusion de toute autre action : il s agit d une section critique. Un seul processus à la fois peut modifier cpt ; l autre doit attendre que le processus en cours ait fini. De plus, ces opérations ne peuvent se faire dans n importe quel ordre. Peut importe l ordre dans lequel se font les instructions EA1 et EB1 ; ces instructions ne font pas partie de la section critique. SCA = EA2, EA3, EA4 forment la section critique du processus A. SCB = EB2, EB3, EB4 forment la section critique du processus B. Problème : comment coordonner ces sections critiques? Solution : exclusion mutuelle. Il nous suffit d exclure l exécution d une section critique pendant qu une autre qui est alors forcer à attendre.

5 Solution logiciel (fausse puis vrai) : utilisation d un verrou 5 On peut mettre un verrou sur la ressource. Il s agit d une variable partagée par tous les processus. Un processus doit tester ce verrou avant d entrer en section critique : si le verrou est à 0, le processus le met à 1 et entre dans la section critique ; Si le verrou est à 1, le processus attend qu il soit à 0 pour s emparer de la ressource. Problème : si un processus voit le verrou à 0 et s endort avant de le mettre à 1, un autre processus peut se mettre sur les rangs et lui ravir la ressource. Lors du réveil du premier processus, celui-ci croit la ressource à sa disposition et entre en section critique alors que le second processus y est déjà.

6 Solution logiciel (fausse puis vrai) : utilisation d un verrou 6 Utilisation d un seul booléen initialisé à vrai (C := vrai) si la ressource est disponible qui est partagé par les deux processus : processus A processus B EA1 charger(vara2,1000) EB1 charger(varb2,2000) EA11 tant que non C attendre EB11 tant que non C attendre EA12 C := faux EB12 C := faux SCA Section Critique SCB Section Critique EA5 C := vrai EB5 C := vrai Problème : si l instruction Ex12 n est pas exécutée immédiatement, on bloque les deux processus.

7 Solution logiciel correcte : algorithme de Deckker 7 On peut assurer l alternance grâce à une variable tour commune à tous les processus et initialisée à 0. Si tour est égal à i alors le processus i est autorisé à exécuter sa section critique. Les autres processus font une boucle basée sur un test sur tour et attendent que leur tour arrive. Pour le processus i, on a donc while(1){ while(tour!=i) ; /* attendre */ section_critique() ; tour = i + 1 ; section_non_critique() ; } Combinaison du verrou et du tour : on peut combiner ces deux approches.

8 Solution logiciel correcte : algorithme de Deckker 8 Comme précédemment, les processus A et B doivent partager des variables qu il faut initialiser comme suit : int c[2]; int tour; c[0] = FALSE; c[1] = FALSE; tour = 0; On considère que i est associé au processus courant et j à l autre c[i] = TRUE; tour = j; while ((c[j]) && (tour == j)) {}; Section critique c[i] = FALSE; Inconvénient : même si le processus ne fait rien, il monopolise le processeur. On peut aussi empêcher les interruptions afin de monopoliser le processeur physiquement.

9 I Problème classique : philosophes chinois, producteur consommateur, etc. 9 Description du problème : Cinq philosophes chinois sont assis autour d une table ronde. Chacun d eux a devant lui un plat. Une baguette sépare deux assiettes mitoyennes. Un philosophe partage son temps entre deux actions : manger et penser. Lorsqu un philosophe a faim, il tente de s emparer de deux baguettes ; s il les obtient il mange un certain temps avant de reposer ces baguettes et de se remettre à penser. Conséquence de la loi de Murphy : un philosophe peut ne jamais avoir deux baguettes ; chaque philosophe peut en avoir une. Objectif : organiser le comportement de chaque philosophe pour éviter les privations et les blocages.

10 I Problème producteur consommateur 10 Dans ce problème, il existe des produits et des cases. Chaques cases pouvant contenir un produit. De plus, un producteur dispose de deux primitives : produire(produit) et deposer(case,produit). Il ne peu déposer son produit que si la case correspondante n est pas pleine ; un consommateur dispose de deux primitives : consommer(produit) et retirer(case,produit). Le consommateur ne peut consommer que si la case est pleine. Les deux processus ne doivent pas accéder en même temps au tampon. Conséquences de la loi de Murphy : le producteur peut déposer un produit alors que le consommateur n a pas retiré le précédent ou retirer un produit alors que le producteur n a rien déposé. Objectif : organiser les comportements des deux partenaires.

11 I Problème des rédacteurs et lecteurs 11 Ce problème modélise les accès à une base de données. Un ensemble de processus tente constamment d accéder à la base de données soit pour écrire, soit pour lire des informations. Afin d assurer une certaine cohérence des données de la base, il faut interdire l accès (en lecture et en écriture) à l ensemble des processus, si un processus est en train de modifier la base (accède à la base en mode écriture). Par contre, plusieurs processus peuvent accéder à la base, en même temps, en mode lecture. Dans ce cadre : les rédacteurs représentent les processus qui demandent des accès en écriture à la base de données ; les lecteurs représentent les processus qui demandent des accès en lecture à la base de données.

12 Définition et utilisation des sémaphores 12 En 1965, Dijkstra introduit la notion de sémaphore ; cette structure de donnée est composée : d un compteur pouvant prendre des valeurs entières (négatives, positives ou nulles) ; d une liste de processus en attente ; deux primitives atomiques manipulant le sémaphore : wait décrémente le compteur associé au sémaphore. Si sa valeur est négative, le processus se bloque dans la file d attente ; signal incrémente le compteur associé au sémaphore. Si le compteur est négatif ou nul, un processus est choisi dans la file d attente est devient actif. wait down P Plusieurs terminologies sont utilisées : signal up V Ces opérations sont ininterruptibles et ont lieu séquentiellement.

13 Exclusion mutuelle 13 l accès à une ressource unique (fichier, variable, imprimante, etc). Le sémaphore s est initialisé à 1. Utilisation : Chaque processus a une section critique où il utilise la ressource. Dans ce cas, chacun peut utiliser le sémaphore comme suit : wait(s) signal(s) Section critique

14 Synchronisation 14 Dans ce cas, un processus doit en attendre un autre pour continuer (ou commencer) son exécution. Le sémaphore s est initialisé à 0. Utilisation : dans le cas de deux processus, le sémaphore est manipulé comme suit : Processus 1 Processus 2 Section critique wait(s) // attente processus 1 signal(s) // réveil processus 2 Section critique

15 Les rendez-vous 15 Le rendez-vous est une généralisation de la synchronisation. Un processus RDV doit attendre que n autres processus soient parvenus à un endroit précis pour poursuivre son exécution. Ceci fait, les autres processus poursuivent eux aussi leurs exécutions. On utilise : un sémaphore Ssync initialisé à 0 un sémaphore mutex initialisé à 1 un sémaphore Sattend initialisé à 0 un entier nb initialisé à 0. Il ne reste plus qu à programmer les processus :

16 Les rendez-vous 16 Processus i Processus RdV P(mutex) ;... nb = nb + 1 ; P(Ssync) ; si nb = n alors V(Ssync) ; nb = 0 ; V(Sattend, n) ; V(mutex) ;... P(Sattend) ;

17 Le problème d interblocage 17 Supposons que SemA et SemB soient deux sémaphores d exclusion mutuelle initialisés à 1 et que l on dispose d au moins deux processus : Processus i Processus j P(semA) ; P(semB) ; P(semB) ; P(semA) ; Section critique Section critique V(semB) ; V(semA) ; V(semA) ; V(semB) ; Il y a interblocage en programmant le problème des philosophes par : penser(); P(fourchette i); P(fourchette (i+1) mod 5); manger(); V(fourchette i); V(fourchette (i+1) mod 5);

18 Le problème d interblocage 18 Il existe deux remèdes différents pour s affranchir des interblocages : 1. Prévention : exécuter les P() toujours dans le même ordre ; déclarer quelles sont les ressources que l on va utiliser et utiliser un algorithme qui en tient compte. 2. Détection Guérison : (a) construire le graphe des conflits (périodiquement) ; (b) si un circuit est trouvé alors il y a interblocage ; (c) tuer un processus puis effectuer les V() manquants.

19 Solution aux problèmes classiques 19 #define N 100 /* nombre de places dans le tampon */ semaphore_t mutex = sema_init (1) ; /* controle d acc\ es au tampon */ semaphore_t vide = sema_init (N) ; /* nb de places libres */ semaphore_t plein = sema_init (0) ; /* nb de places occup\ ees */ void producteur (void) { objet_t objet ; while (TRUE) { produire_objet (&objet) ; /* produire l objet suivant */ down (&vide) ; /* d\ ec. nb places libres */ down (&mutex) ; /* entr\ ee en section critique */ mettre_objet (objet) ; /* mettre l objet dans le tampon */ up (&mutex) ; /* sortie de section critique */ up (&plein) ; /* inc. nb place occup\ ees */ } }

20 Solution aux problèmes classiques : producteur consommateur 20 void consommateur (void) { objet_t objet ; while (TRUE) { down (&plein) ; /* d\ ec. nb emplacements occup\ es */ down (&mutex) ; /* entr\ ee section critique */ retirer_objet (&objet) ; /* retire un objet du tampon */ up (&mutex) ; /* sortie de la section critique */ up (&vide) ; /* inc. nb emplacements libres */ utiliser_objet (objet) ; /* utiliser l objet */ } }

21 Solution aux problèmes classiques : lecteurs rédacteurs 21 Pour contrôler les accès à la base, on doit connaître le nombre nbl de leteur en train de lire. unsigned int nbl = 0 ; semaphore_t mutex = sema_init (1) ; /* controle d acc\ es \ a la base */ semaphore_t redac = sema_init (1) ; /* controle d acc\ es \ ecrivain */ void lecteur(void){ do{ down(mutex) ; if(!nbl) down(redac) ; /* le premier lecteur emp\^eche l \ ecriture */ nbl++ ; up(mutex) ; LectureDeLaBase() ; down(mutex) ; nbl-- ; if(!nbl) up(redac) ; /* le dernier lecteur autorise l \ ecriture */ up(mutex) ; } while(1) ; } void redacteur(){ do{down(redac); ModificationDeLaBase(); up(redac);} while(1);}

22 Solution aux problèmes classiques : philosophes chinois 22 #define N 5 /* nombre de philosophes */ #define GAUCHE(i-1)%N /* on construit un tore */ #define DROITE(i-1)%N #define penser 0 /* les actions du philosophe */ #define faim 1 #define manger 2 typedef int semaphore ; int etat[n] ; /* on suppose ce tableau initialis\ e */ semaphore mutex = 1 ; /* s\ emaphore d exclusion mutelle */ semaphore s[n] ; /* un s\ emaphore est attach\ e \ a chaque philosope, il est initialis\ e \ a 0 */ void philosophe(int i){ while(1){ penser() ; prendre_baguettes(i) ; manger(); poser_baguettes(i) ; }

23 Solution aux problèmes classiques : philosophes chinois 23 } void test(int i){ if ( etat[i] == faim && etat[gauche(i)]!= manger && etat[droite(i)]!= manger ){ etat[i] = manger ; up(s[i]) ; } } void prendre_baguettes(int i){ void poser_baguettes(int i){ down (&mutex) ; down(&mutex) ; etat[i] = faim ; etat[i] = penser ; test(i) ; test(gauche(i)) ; up(&mutex) ; test(droite(i)) ; down(s[i]); up(&mutex) ; } }

24 I Primitive de manipulation des sémaphores (System V) 24 Un sémaphore est implanté dans le linux par la structure de donnée ci-contre. Un tableau de valeurs est associé au sémaphore ainsi qu une file d attente sem queue. sem undo permet de rétablir le sémaphore au cas ou le processus le manipulant est corrompu.

25 I La primitive semget d obtention de sémaphore 25 #include <sys/types.h> #include <sys/ipc.h> key_t ftok(const char *pathname, int proj_id); #include <sys/sem.h> int semget(key_t key, int nsems, int semflg); La fonction ftok retourne une clef supposée unique construite à partir d un chemin d accès et d un entier. Cette clef est associée à une ressource et permet de la désigner. La fonction semget retourne l identificateur d un tableau de nsems valeurs associées au sémaphore lui même associé à la clef key. Une structure de données associée à un sémaphore est créée si le drapeau semflg est IPC CREATE et qu aucun sémaphore n est associé à la clef key.

26 I La primitive semctl de contrôle de sémaphore 26 #include <sys/types.h> #include <sys/ipc.h> #include <sys/sem.h> int semctl(int semid, int semnum, int cmd, union sembuf arg); union sembuf { int val; unsigned short *array ; struct semid_ds *buf; struct seminfo * buf; } ; L entier cmd détermine l action de la fonction semctl suivant les valeurs : IPC STAT copie les informations du semaphore dans arg.buf ; IPC SET affecte les informations du semaphore à partir de arg.buf ; IPC RMID détruit le sémaphore.

27 I La primitive semop de manipulation de sémaphore 27 #include<sys/types.h> /* semid~: identificateur du s\ emaphore */ #include<sys/ipc.h> /* nsops~: nb d \ el\ ements du tableau de s\ emaphores */ #include<sys/sem.h> int semop(int semid, struct sembuf *sops, unsigned nsops); struct sembuf{ unsigned short int sem_num; /* semaphore number */ short int sem_op; /* semaphore operation */ short int sem_flg; /* operation flag */ }; L action de l appel semop dépend du champs sem num. S il est : strictement positif : une opération up est exécutée sur le sémaphore ; strictement négatif : une opération down est exécutée sur le sémaphore ; nul : une opération d attente est exécutée et se termine quand l ensemble des sémaphores désignés par dipc sont nul.

28 I Sémaphores de processus léger (sémaphore POSIX) 28 La gestion des sémaphores conformémant à la norme POSIX se fait par l intermédiaire des appels : #include <semaphore.h> int sem_init(sem_t *sem, int pshared, unsigned int value); int sem_wait(sem_t * sem); int sem_trywait(sem_t * sem); int sem_post(sem_t * sem); int sem_getvalue(sem_t * sem, int * sval); int sem_destroy(sem_t * sem); En mars 2005, ces appels ne s appliquent qu aux processus légers (threads) et ne peuvent donc pas servir à la communication de processus lourd.

29 II Autres méthodes de synchronisation que les sémaphores : moniteurs et compteurs 29 Au lieu de se servir de sémaphore, on peut regrouper l ensemble des sections critiques d unproblème dans un module nommé moniteur. Ce moniteur est un ensemble de fonctions, de variables et de structures de données qui permettent de manipuler une ressource. Les processus peuvent appeler les fonctions du moniteur mais ne peuvent accéder à sa structure interne. Pour assurer l exclusion mutuelle, il suffit qu à tout moment, il n y ait qu un processus actif utilisant le moniteur. Pour ce faire, si un processus actif utilise le moniteur, un processus appelant le moniteur est bloqué. Lorsque le processus actif quitte le moniteur, il le libère. Les moniteurs existent dans les langages orientés objet (JAVA, c++).

30 II Compteurs d événements 30 Un compteur peut être associé à un événement et indiqué le nombre d occurrences de cet événement. Ce compteur peut servir à synchroniser des processus : un processus attend jusqu à ce qu une valeur du compteur soit atteinte. Trois opérations doivent être définies pour chaque compteur : eval(cpt) donne la valeur du compteur cpt ; inc(int *cpt) incrémente la valeur de cpt. Attention, l exécution de cette fonction ne doit pas être interrompue ; wait(cpt,val) attend que cpt dépasse la valeur val. Un compteur d événement peut être utiliser dans le problème du producteur consommateur.

31 II Une solution du probléme des producteurs et consommateurs par compteur d événement 31 #define N 100 /* taille du tampon i.e. nb de cases */ int in = 0 ; /* incr\ ement\ e par le producteur */ int out = 0 ; /* incr\ ement\ e par le consommateur */ void producteur (void){ void consommateur (void){ int objet, sequence=0, pos=0 ; int objet, sequence=0, pos=0 ; while(1){ while(1){ objet++ ; sequence++ ; sequence++ ; /* attendre que le tampon /* attendre que le tampon devienne non vide */ devienne non plein */ wait(in,sequence) ; wait(out, sequence-n) ; objet = tampon[pos] tampon[pos] = objet ; /* incr\ ementer le compteur pos = (pos+1)%n ; de retraits */ /* incr\ ementer le nombre inc(&out) ; de d\ ep\^ots */ printf("objet consomm\\ e [%d]:%d", inc(&int) ; pos, objet) ; } pos = (pos+1)%n ; } } }

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