3 Sincronizacion Comm

8/6/2019 3 Sincronizacion Comm

1/95

mas

El Problema de la SeccinCrtica.

Soluciones con:Espera ocupada.Soporte hardware a lasincronizacinSoluciones conbloqueo: Semforos.

Paso de mensajes.

3

3 Sincronizacin

y comunicacin

Sincronizacin

y comunicacin


2/95

mas

Procesosindependientes

Procesosindependientes

Hasta ahora hemos hablado de procesoscomo entidades independientes:

No comparten estado (unos aislados de

los otros)Su ejecucin es determinista = laejecucin del mismo programa con los

mismos datos produce los mismosresultados.

Cada proceso puede avanzar a un ritmo

arbitrario.


3/95

mas

Procesos cooperantesProcesos cooperantes

En este tema hablaremos deprocesos/hebras que cooperan:

Comparten estado, normalmentemediante variables compartidasentre los diferentes

procesos/hebras.Ejecucin no determinista o difcilde reproducir, dado que esta

sometida a condiciones de carrera.


4/95

mas

Uso de procesoscooperantes

Uso de procesoscooperantes

Los procesos que cooperan se puedenutilizar para:

Ganar velocidad, solapando actividadeso realizando trabajo en paralelo.

Compartir informacin entre trabajos.

Estructurar mejor una aplicacin(recordar Argumento de la simplicidadvisto en Tema 1).


5/95

mas

Concurrencia yparalelismo

Concurrencia yparalelismo

El paralelismo de una aplicacin multi-procesador es el grado real de ejecucinparalela alcanzado.

Est limitado por el n de procesadoresdisponibles para la aplicacin.

La concurrencia de una aplicacin es elmximo grado de paralelismo alcanzablecon un nmero ilimitado de procesadores.

Depende de como est escrita la aplicacin y delnmero de hebras de control que puedenejecutarse simultneamente.


6/95

mas

Memoria compartidaMemoria compartida

En el tema, nos moveremos en elparadigma de memoria compartida dos ms procesos comparten memoria.

Procesos independientes

Espacio dedirecciones

delProceso 1

Espacio dedirecciones

delProceso 2

Espacio de direcciones

comn a P1 y P2 Aplicacin multihebrada


7/95mas

Cmo se puede compartirCmo se puede compartir

Procesos independientes El SO suministramedios para compartir memoria:

Unix IPC shared memory (shmget(), ...)Windows y Unix archivos proyectadosen memoria.

Aplicaciones multihebradas las hebras de

una aplicacin comparten memoria deforma natural, pues comparten el mismoespacio de direcciones.


8/95mas

Condicin de carreraCondicin de carrera

Se produce una condicin de carrera (racecondition) cuando el resultado de la

ejecucin de dos o ms procesos, quecomparten variables comunes, depende dela velocidad relativa a la que cada procesose ejecuta, es decir, del orden en el que se

ejecutan las instrucciones.

Para muestra, un botn ...


9/95mas

La carrera del 10La carrera del 10

void decremento(int i)

{

while(i > -10) {

i= i - 1;

};

printf("Hebra 2 ha

ganado\n");

}

Dos hebras ejecutan los cdigo que semuestra abajo y comparten la variablei=0 (inicialemente) Cul de ellas gana?

void incremento(int i)

{

while(i< 10) {

i= i + 1;

};

printf("Hebra 1 ha

ganado\n");

}


10/95mas

Cdigo real del ejemploCdigo real del ejemplo

#include #include

volatile INT i=0; /* eliminar optimizacin compilador*/

void Incremento(void *) {

while(i < 10) {i= i + 1;printf("Hebra 1 ha ganado\n");}

void Decremento(void *) {while (i > -10) {

i= i- 1;

printf("Hebra 2 ha gandado\n"); }

voidmain(void) {HANDLE Hebras[2]; /*ejecucin aqu*/

Hebras[0]=CreateThread(0,0,Incremento,NULL,0, NULL);Hebras[1]=CreateThread(0,0,Decremento,NULL,0, NULL);

WaitForMultipleObjects(2, handles, TRUE, INFINITE);

} /* El valor de la variable depende de la ejecucin*/


11/95mas

El productor-consumidor

Paradigma de los procesos cooperantes: elproceso productor genera informacin(bloque de disco, mensaje de red, carac-teres de teclado, etc.) que es utilizada por

el proceso consumidor (aplicacin o SO)-o a la inversa.

Productor Consumidor

bfer(finito o infinito)


12/95mas

Solucin en memoria comnSolucin en memoria comn

Vamos a dar la solucin al problema delproductor-consumidor con bfer acotado.

Datos compartidos:int n; /*tamao del bufer */

struct item {...} ;

typedef bufer {0..n-1} item;

int ent, sal: 0..n-1;ent = 0; /*inicialmente*/

sal = 0; /*inicialmente*/


13/95mas

Solucin (cont.)Solucin (cont.)

Proceso productorwhile (true) {

...produce itemp;...

while (ent+1 % n==sal) {/*nada*/};

bufer[ent]=itemP;

ent = ent+1 % n;

};

Proceso consumidorwhile (true) {

while (ent ==sal){/*nada*/};

itemC=bufer[sal];

sal = sal+1 % n;

...consume itemC;

...

};


14/95

2 i d l


15/95mas

2 versin delproductor-consumidor2 versin delproductor-consumidor

Datos compartidos:

int n; /*tamao del bufer */

struct item {...} ;

typedef bufer {0..n-1} item;

int ent, sal: 0..n-1;

ent = 0; /*inicialmente*/

sal = 0; /*inicialmente*/cont: 0..n; /*lleva la cuenta del numero

de items que hay en el bufer*/

cont := 0; /*inicialmente*/


16/95mas

Nuevo cdigoNuevo cdigo

Proceso productorwhile (true) }

...

produce itemP;...

while (cont == n){/*nada*/;

bufer[ent]=itemP;

ent=ent+1 % n;

cont= cont+1;

};

Proceso consumidorwhile (true) {

while (cont = 0)

{/nada*/};itemC=bufer[sal];

sal=sal+1 % n;

cont = cont-1;

...

consume itemC;

...

};

I l dI t l d


17/95mas

Intercalados yvariables compartidasIntercalados yvariables compartidas

Operacin n:=n+1en seudoensamblador:I11: load M into R1

I12: add 1 to R1I13: store R1 in M

Operacin n:=n-1en seudoensamblador:

I21: load M into R2I22: sub 1 to R2I23: store R2 in M

Sea inicialmente n=5:El intercalado:I11, I12 , I13 ,I21 ,I22 ,I23

dara el valor final n=Otro intercalado:I11, I21 , I12 ,I13 ,I22 ,I23dara finalmente n=4.

Otro intercalado:I21, I21 , I22 ,I23 ,I12 ,I13dara finalmente n=6. Hay condicin de

carrera !

C l i d lC l i d l


18/95mas

Conclusin de lanueva versinConclusin de lanueva versin

La correccin de la solucin depende de quetodas las declaraciones donde se manipulanvariables compartidas se ejecuten de forma

atmica (o indivisible). En este ejemplo,cont==?, cont:=cont+1 y cont:=cont-1).Conclusin: el acceso concurrente a los datoscompartidos provoca inconsistencias, salvoque dispongamos de un mecanismo paraasegurar la ejecucin ordenada de losprocesos cooperantes; esto es, que slopermita los intercalados correctos.


19/95

mas

Otro ejemploOtro ejemplo

Tendemos a pensar que solo las operaciones de ++ - producen problemas, pero stos se dan encualquier manipulacin de variables compartidas.

Un fragmento de cdigo errneo que solemos usaren los primeros ejercicios es el siguiente:

Qu intercalados se pueden producir?

var: variable compartida;

if (var > 0)

else;

x= sin(5);

y = cos(3)var = 3*x + 2*y;

Hebra_1 Hebra_2

El bl d lEl bl d l


20/95

mas

El problema de laSeccin CrticaEl problema de laSeccin Crtica

Sean n procesos compitiendo todos parausar algunos datos compartidos.Cada proceso tiene un segmento decdigo, denominado Seccin Crtica (SC),en el que accede a los datos compartidos.Problema: asegurar que cuando un procesoest ejecutando su SC, ningn otro proceso

puede ejecutarse en la suya, es decir,asegurar que mltiples instrucciones, lasSCs, parezcan una nica instruccin.


21/95

mas

Seccin crticaSeccin crtica

Hebras

Seccin crtica


22/95

mas

Estructura de la solucin

Estructura de Pi:

while (true){

entrada a seccin

seccin crtica

salida de seccin

resto de cdigo

};

Construiremos unasolucin que de la forma :

Protocolo de entrada a SC controla el acceso delos procesos a las SCs.

Protocolo de salida de la

SC notifica salida de unproceso de su SC.

Y cumpla las propiedades

1 i it d1 i it d


23/95

mas

1 requisito de unasolucin al p.s.c.1 requisito de unasolucin al p.s.c.

Exclusin mutua - Si Pi se est ejecutandoen su SC, entonces ningn Pj (con j i)

puede ejecutarse en su SC.

Secciones

crticas

Pk Pj Pi

2 i i d2 i it d


24/95

mas

2 requisito de unasolucin al p.s.c.


Progreso (o libre de interbloqueo) - Si nohay Pjs en sus SCs y existe Pi que deseaentrar en su SC, entonces la seleccin de

Pi no debe posponerse indefinidamente.

Secciones

crticas

Pk Pj Pi

3 i it d3 i it d


25/95

mas



Espera limitada (o libre inanicin) - Debeexistir un lmite al nmero de veces quese les permite a los Pjs entrar en sus SCs

despus de que un Pi haya realizado unpeticin de entrar en la suya y antes deque peticin se satisfaga.

Seccin

crtica

Pk Pj Pi Limitada !!

Condiciones de entornoCondiciones de entorno


26/95

mas

Condiciones de entornoy propiedadesCondiciones de entornoy propiedades

Una solucin correcta al problema de la SC:No debe suponer nada a cerca de lasvelocidades relativas de los n procesos.

Supone que ningn proceso se ejecuta avelocidad cero.

+Propiedades deseables de la solucin:Imparcialidad: no hacer esperar ms a

unos que a otros.Eficiencia: no gastar ms recursos delos necesarios.Ah s!, y que sea lo ms simple posible.

Soluciones para laoluciones para la


27/95

mas

Soluciones para laExclusin Mutua

oluciones para laExclusin Mutua

Exclusin frente al hardware - Deshabilitarlas interrupciones para proteger nuestra SCde la rutina de servicio de interrupcin.

Exclusin frente a otros procesos:Espera ocupada-los procesos compruebanconstantemente si es seguro entrar a la SCBloqueo -los procesos se bloquean alintentar entrar en su SC si ya existe otroproceso dentro de la suya. Cuando elproceso deja la SC desbloquea a uno delos que esperan para entrar.

Proteccin frente alrotecc n rente a


28/95

mas

Proteccin frente alhardware

rotecc n rente ahardware

Un proceso en su SC puede verse interrum-pido por una RSI con la que comparte datos.Para proteger el acceso concurrente a las

estructuras de datos del kernel por parte delas RSIs y el propio cdigo del SO, debemosbloquear las interrupciones:

Deshabilitar_interrupciones();seccin crtica;

Habilitar_interrupciones_previas();

es a tares a tar


29/95

mas

es a tarinterrupciones

es a tarinterrupciones

Consideraciones:Las interrupciones necesitan un servicio

rpido

no interferirlas demasiado: la SCanterior debe ser lo ms breve posible.Slo bloquear las interrupciones cuyosmanejadores acceden a la seccin crtica.

Esto no suele ser siempre viable enmultiprocesadores: el coste de deshabilitar lainterrupciones en todos los procesadores esmuy elevado.


30/95

mas

Esperar o bloquear ? Esperar o bloquear ?

La respuesta depende de cuanto se va atardar

Si la SC es corta, mejor esperarSi la SC es larga, mejor bloquear

Duracin de SC medida respecto al costecambio de contexto y manejo de colas.

La mayora de los sistemas reales ofrecenambos mecanismos, y se elige uno u otroen funcin del caso.

Exclusin mutuaExclusin mutua


31/95

mas

Exclusin mutuacon espera ocupadaExclusin mutuacon espera ocupada

Soluciones software: Algoritmo de laPanadera de L. Lamport (otros algoritmos:

Dekker, Peterson, etc.). Estas solucionesno dependen de la exclusin mutua a nivelde acceso a memoria.

Soluciones con apoyo hardware: el

repertorio de instrucciones de la mquinasuministra una operacin del tipoTestAndSet.


32/95

mas

Propuesta de solucinPropuesta de solucin

Vamos a establecer diferentes soluciones alproblema de la seccin crtica con laestructura que anteriormente hemosindicado, es decir, vamos a construir losprotocolos de entrada y de salida de la SC.

Por el momento, y para simplificar, slo

vamos a suponer dos procesos, Pi y Pj.Estos procesos pueden compartir algunasvariables comunes para sincronizar susacciones.


33/95

mas

Algoritmo 1Algoritmo 1

Variables compartidas

int turno:(0..1);

turno := 0;

turno = i Pipuede entrar en su

SC.Satisface la exclusinmutua pero noprogresa.

while (true) {

while turno != i{ /*nada*/};

SeccionCritica;

turno = j;

RestoSeccion;};

Pi:


34/95

mas


Variables compartidas

int seal[2];

seal[i] = true Pi preparado paraentrar en su SC.

Satisface la exclusinmutua pero noprogresa.

while (true) {

seal[i]= true;while seal[j]

{/*nada*/};

SeccionCritica;

seal[i]= false;RestoSeccion;

};

Pi:


35/95

mas

Problemas planteadosProblemas planteados

Algoritmo 1 - el problema se debe a que unproceso no retiene suficiente informacinsobre el estado del otro proceso.

Algoritmo 2 - la ejecucin dependecrucialmente de la exacta temporizacin delos dos procesos.

Vamos a dar una solucin que combina lasdos variables compartidas de los algoritmosanteriores.

Al i


36/95

mas

while (true) {

seal[i]= true;

turno = j;while (seal[j]

and turno=j){ /*nada*/};

SeccionCritica;seal[i]= false;

RestoSeccion;

};


Variables compartidas:

int seal[2];

int turno=(0..1);Satisface los tres re-quisitos; resuelve el

problema de la SC parados procesos.

Pi:

Algoritmo de LamportAlgoritmo de Lamport


37/95

mas

Algoritmo de Lamport(para 2 procesos)

Algoritmo de Lamport(para 2 procesos)

a while (true) {

b seal[1]=true;

c turno=0;

d while (seal[0]and turno=0){/*nada*/};

e SC;

f seal[1]=false;g RS;

};

1 while (true) {

2 seal[0]=true;

3 turno=1;

4 while (seal[1]and turno=1){/*nada*/};

5 SC;

6 seal[0]=false;7 RS;

};

Alg Lamport Cdigo deAlg Lamport: Cdigo de


38/95

mas

Alg. Lamport: Cdigo dela Hebra i-simaAlg. Lamport: Cdigo dela Hebra i-sima

void CountThread(int i){int k, x, int j = 1 - i;senal[i] = true;turno = j;

while ( senal[j] & (turno == j))cout


39/95

mas

Algoritmo de Lamport:Programa principalAlgoritmo de Lamport:Programa principal

volatile INT count;bool senal[2];int turno;void main (void){handles[0]=CreateThread(0, 0, CountThread,

(void *) 0, 0, NULL);handles[1]=CreateThread(0, 0, CountThread,

(void *) 1, 0, &threadID);

WaitForMultipleObjects(2, handles,TRUE,INFINITE);cout


40/95

mas

gor tmo e aPanadera: n procesos

gor tmo e aPanadera: n procesos

Antes de entrar en su SC, el proceso recibeun nmero de tique. Entra en la SC elproceso con menor nmero de tique.

Si Pi y Pj , con i


41/95

mas

Algoritmo (cont.)Algoritmo (cont.)

Notacin: < orden lexicogrfico (#tique, #pid)(a,b) < (c,d) si a


42/95

mas

Cdigo para Pi (cont.)Cdigo para Pi (cont.)

repeatelec[i]:=true;num[i]:=max(num[0],...,num[n-1])+1;elec[i]:=false;

for j:=0 to n-1 do beginwhile elec[j] do no-op;while num[j]0 and

(num[j],j)


43/95

mas

Sincronizacin hardwareSincronizacin hardware

Se simplifica la solucin con una funcinhardware que compruebe y modifique elcontenido de una palabra de memoriaatmicamente (el hardware garantiza laatomicidad de las dos asignaciones).

function TestAndSet(var objetivo:

boolean):boolean;beginTestAndSet := objetivo;objetivo:= true;

end;

Exclusin mutuaExclusin mutua


44/95

mas

Exclusin mutuacon TestAndSetExclusin mutuacon TestAndSet

Datos compartidos:int cerrojo: boolean

cerrojo := falso

Proceso Pi:while (true) {

while TestAndSet(cerrojo) {/*nada*/};

SeccionCritica;

cerrojo = falso;};

Cerrojo de esperaCerrojo de espera


45/95

mas

Cerrojo de esperaocupada

Cerrojo de esperaocupada

Con TestAndSet podemos construir unmecanismo de sincronizacin denominadocerrojo de espera ocupada (spin lock).

Cuando un proceso no puede entrar en suSC espera en un bucle.El problema del mecanismo es que la

espera no esta acotada.En monoprocesadores, un proceso con uncerrojo de espera ocupada no puede cederla CPU,por qu?

S i l kS i l k


46/95

mas

Spin lockSpin lock

Las primitivas para el cerrojo son:void spin_lock (spinlock_t *s) {

while (test_and_set (s) != 0);

}void spin_unlock (spinlock_t *s) { *s =0 }

Re-escribimos la solucin de la SC como:

spinlock_t s;spin_lock (&s);seccin crtica;

spin_unlock (&s);

S


47/95

mas

Soluciones con bloqueoSoluciones con bloqueo

Existen multitud de primitivas desincronizacin que implican algntipo de bloqueo, como son:

Regiones crticasMonitoresTransacciones atmicas, etc.

Nosotros estudiaremos con detalle:SemforosPaso de mensajes


48/95

mas

SemforosSemforos

Definicin e implementacin

Solucin a problema de laexclusin mutua

Problemas clsicos desincronizacin y sus

soluciones con semforos.

SS f


49/95

mas

SemforosSemforos

Semforo =variable entera accesible slo atravs de las operaciones atmicas:

wait(S): s := s - 1;

if s


50/95

mas

Semforos (cont.)Semforos (cont.)

suspende(S) -operacin del SO que bloqueaal proceso que la invoca. El proceso seencola en una cola asociada al semforo S.

reanuda(S) -reanuda la ejecucin de unnico proceso que invoc a suspende(S).Observaciones:

La nica forma de manipular la variable

semforo es a travs de las operacioneswait y signal ! Slo podemos asignar el valor de S(positivo) en su creacin !

Seccin crticaSeccin crtica


51/95

mas

Seccin crticapara n procesosSeccin crticapara n procesos

Cdigo del proceso Pi:

semaforo_t mutex=1;

/*Asignar valor solo en declaracin*/while (true) {

wait(mutex);

SeccionCritica;

signal(mutex);

RestoSeccion;

};

Ejemplo de contador:Ejemplo de contador:


52/95

mas

Ejemplo de contador:main

Ejemplo de contador:main

void main(void) {

HANDLE handles[2], semaforo;

DWORD threadID;

semaforo = CreateSemaphore(0,1,1,0);

handles[0]=CreateThread(0, 0, CountThread,

(void *) 250000, 0, &threadID);

handles[1]=CreateThread(0, 0, CountThread,

(void *) 250000, 0, &threadID);

WaitForMultipleObjects(2, handles, TRUE, INFINITE);

cout


53/95

mas

Ejemplo de contador:hebra

Ejemplo de contador:hebra

void CountThread(int i) {

int k, x;

LONG ContadorSemaforo;

WaitForSingleObject(semaforo, INFINITE);

for (k=0; k


54/95

mas

Implementacin dewaity signalImplementacin dewaity signal

wait y signal deben ser atmicas.

Monoprocesadores, habilitar/ deshabilitarlas interrupciones al principio/fin delcdigo que implementa las operaciones.

Multiprocesadores:Sin apoyo hardware -solucin software

al problema de la SC (SCs=wait y signal)Con apoyo hardware - TestAndSet osimilar.

Ejemplo: implementacinEjemplo: implementacin


55/95

mas

Ejemplo: implementacinde wait con TestAndSetEjemplo: implementacinde wait con TestAndSet

Implementacin de wait utilizandoTestAndSet:int cerrojo = false;

while TestAndSet(cerrojo) {/*nada*/};S=S-1;if (S < 0) {

cerrojo = false;bloquea(S);

} elsecerrojo = falso;

Existe condicin de carrera!!

Sincronizacin conncron zac n con


56/95

mas

Sincronizacin consemforos

ncron zac n consemforos

Los semforos pueden usarse comoherramienta general de sincronizacin: siqueremos ejecutar SeccionB en Pj slodespus de que se ejecute SeccionA en P

inecesitamos un semforo, bandera=0 :

Cdigo de Pi Cdigo de Pj... ...

SeccionA wait(bandera)signal(bandera) SeccionB1 2

I t bl


57/95

mas

Interbloqueo

Se produce interbloqueo (deadlock) cuandodos o ms procesos esperan indefinida-mente por un suceso que debe ser

provocado por uno de los procesos queesperan.

Proceso A ProcesoB

Recurso2Recurso1

Posee

Solicita

Volveremos sobre esto en SOII


58/95

mas

Interbloqueo y semforosInterbloqueo y semforos

Con ellos es fcil producir interbloqueosSean los semforos S y Q inicializados a 1.

P0 P1wait(S) wait(Q)wait(Q) wait(S)... ...signal(S) signal(Q)

signal(Q) signal(S)Solucin: usar siempre el mismo orden paralos semforos en todos los procesos.Problema: no siempre es posible hacerlo.

I i iI i i


59/95

mas

InanicinInanicin

Inanicin -un proceso nunca ser eliminadode la cola del semforo en el cual estasuspendido.

Diferencia entre inanicin e interbloqueo:En la inanicin, no es cierto que el procesono obtendr nunca el recurso (el procesoespera por algo que siempre que est

disponible no le es asignado, p. ej., por subaja prioridad); en el interbloqueo, si.En la inanicin, el recurso bajo contencinesta en uso continuo; en el interbloqueo,

no.

Ti d fTi d f


60/95

mas

Tipos de semforosTipos de semforos

Semforo contador -valor entero quepuede variar en un dominio no restringido uso: existen varias instancias de un

recurso.Semforo binario -valor entero que slopuede variar entre 0 y 1 (seguridad!)

wait(Sbin): if (S==1) S = 0;

else suspende(S);signal(Sbin): if (cola_vacia) S= 1;

else reanudar(S);

mp emen ac n e unf d

mp emen ac n e unf d


61/95

mas

mp emen ac n e unsemforo contador consemforos binarios (i)

mp emen ac n e unsemforo contador consemforos binarios (i)

Se puede implementar un semforocontador (S) a travs de semforosbinarios, Si.

Para ello necesitamos tres semforosbinarios.semaforo_binarios S1, S2, S3;

int C;

Valores iniciales:S1 = S3 = 1; S2 = 0;

C = valor inicial del semforo S.

f t df t d


62/95

mas

semforo contador consemforos binarios (ii)

semforo contador consemforos binarios (ii)

Operacin wait (S):

wait(S3);

wait(S1);

C = C - 1;if C < 0 {

signal(S1);

wait(S2);

}else signal(S1);signal(S3);

Op. signal(S):

wait(S1);

C = C + 1;if C 0 {signal(S2) };

signal(S1);

;

Limitaciones de losm tac ones e os


63/95

mas

Limitaciones de lossemforos

m tac ones e ossemforos

Uso no forzado, slo por convencin.No son un mecanismo de comunicacin.No esta limitado el tiempo que un proceso

puede estar bloqueado en un semforo.Normalmente, no poseen una operacinpara saber el estado sin exponernos a un

bloqueo....En general, son mecanismo de bajo nivel.

Problemas clsicos deProblemas clsicos de


64/95

mas

Problemas clsicos desincronizacinProblemas clsicos desincronizacin

Problema del productor-consumidor -modela la relacin de un proceso queconsume la informacin generada por otro.

Problema de los lectores y escritores -modela la manipulacin de datoscompartidos por procesos con diferentespatrones de acceso: unos que los leen

(lectores) y otros los escriben (escritores)Problema de los filsofos comensales -modela la comparticin simultnea devarios recursos por varios procesos.

Condiciones delCondiciones del


65/95

mas

Condiciones delProductor-consumidorCondiciones delProductor-consumidor

1. El productor no debe poner un tem en elbfer cuando esta totalmente llenosincronizacin - semforo vacio

cuenta los items vacos. Inicializado a N.2. El consumidor no puede eliminar un temdel bfer si este no tiene elementos. Sincronizacin - semforo lleno cuenta

los items llenos. Inicializado a 0.3. Productor y consumidor no debe escribir leer en/de el mismo item a la vez.Exclusin mutua -> semforomutex=1.

Productor-consumidor:Productor-consumidor:


66/95

mas

Productor consumidor:cdigoProductor consumidor:cdigo

Productorwhile (true) {

produce itemP;

wait(vacio);wait(mutex);

bufer[i]=itemP;

i=i+1;

signal(mutex);signal(lleno);

};

Consumidorwhile (true) {

wait(lleno);

wait(mutex);itemC=bufer[i];

i=i-1;

signal(mutex);

signal(vacio);consume itemC;

};

Ejemplo: productor-Ejemplo: productor-


67/95

mas

Ejemplo: productorconsumidorEjemplo: productorconsumidor

voidpush(int valor){

NODO *temp;

temp = new NODO;

temp->dato = valor;

temp->siguiente =

cima;

cima = temp;}

typedef struct _NODO

{

int dato;

_NODO *siguiente;

} NODO;

intpop() {

NODO *temp;

int valor;

if (cima==0){

return 0;

}

temp = cima;

valor = cima->dato;

cima = cima->siguiente;

delete temp;

return valor;}

Ejemplo: cdigo delEjemplo: cdigo del


68/95

mas

Ejemplo: cdigo delconsumidorEjemplo: cdigo delconsumidor

VOID Consumidor(VOID) {int x, p;LONG contador;for (x=0; x


69/95

mas

Ejemplo: cdigo delproductorEjemplo: cdigo delproductor

VOID Productor(VOID) {int x;LONG contador;for (x=0; x


70/95

mas

Ejemplo: programaprincipal

emp o: programaprincipal

void main(void) {HANDLE des[numH];DWORD hebraID;//Creamos los semaforosMutexEscritura = CreateSemaphore (0,1, 1, 0);

MutexNodo = CreateSemaphore (0,1, 1, 0);Lleno = CreateSemaphore(0, 0, MAX_BUFERS, 0);Vacio = CreateSemaphore(0,MAX_BUFERS, MAX_BUFERS,0);des[0]=CreateThread(0, 0,Consumidor, 0, 0, 0);des[1]=CreateThread(0, 0,Productor, 0, 0, 0);WaitForMultipleObjects(numH, des, TRUE,INFINITE);

// Destruimos los semaforosCloseHandle(Lleno);CloseHandle(Vacio);CloseHandle(MutexNodo);CloseHandle(MutexEscritura);} //Aqu para ejecutar.

Problema de los lectores-


71/95

mas

Problema de los lectoresescritores

Los escritores necesitan un acceso exclusivoa los datos compartidos. La lectura noplantea problemas.

Cualquier solucin involucra primar a untipo de proceso frente al otro:No hacer esperar a los lectores salvo que

un escritor haya obtenido permiso para

usar el objeto compartido.-Si un escritor espera para acceder a unobjeto no se permiten nuevas lecturas.

Cualquier solucin puede provocar

inanicin.

o uc n a pr mero uc n a pr mer


72/95

mas

o uc a p eproblema

o uc a p eproblema

int mutex:semaforo:=1 /*mutex var clec*/wrt:semaforo:=1 /*mutex escritores*/

clec:integer:=0 /*#lectores actual*/

u Escritorwait(wrt);

escribir;signal(wrt);

u Lectorwait(mutex);clec:=clec+1;if (clec=1) wait(wrt);

signal(mutex);

leer;wait(mutex);clec:=clec-1;if (clec=0) signal(wrt);signal(mutex);

Ejemplo: cdigo deEjemplo: cdigo de


73/95

mas

Ejemplo: cdigo deescritores

je p o cd go deescritores

void HebraEscritora(INT id) {while (1) {

// Simular el procesamiento de escritura

Sleep(GetTickCount() % 1000);

// El escritor necesita escribir

cout


74/95

mas

Ejemplo: cdigo lectoresEjemplo: cdigo lectores

void HebraLectora(INT id) {while (1)Sleep(GetTickCount() % 100);WaitForSingleObject(mutex, INFINITE);

ContadorLectores++;if (ContadorLectores==1)WaitForSingleObject(write, INFINITE);

ReleaseMutex(mutex);cout


75/95

Los filsofos comensalesLos filsofos comensales


76/95

mas

Los filsofos comensalesLos filsofos comensales

5 filsofos se pasaban lavida pensando y comiendo.La comida la hacan en una

mesa con cinco platos yslo cinco tenedores. Paracomer se necesitaban dostenedores a la vez.

Usamos los datoscompartidos:int tenedor[4]:semaforos;

t0

F1

F2F3

F4

t1

t4

t3

t2

F0

1 solucin1 solucin


77/95

mas

1 solucin1 solucin

Filsofo Fiwhile (true) {

wait(tenedor[i]);

wait(tenedor[i+1 % 5]);

comer;

signal(tenedor[i]);

signal(tendor[i+1 % 5]);

pensar;

};

Solucin potencialmente interbloqueante.

Ejemplo de los filsofosEjemplo de los filsofos


78/95

mas

Ejemplo de los filsofosEjemplo de los filsofos

VOID Filosofo(LPVOID id) {int izqdo = (int) id;int dercho = (izqdo + 1) % NFILOSOFOS;while(1){

WaitForSingleObject(hMutexTenedor[izqdo],INFINITE);printf("Filosofo #%d:coge tenedor izquierdo\n",(int)id);WaitForSingleObject(hMutexTenedor[dercho],INFINITE);printf("Filosofo #%d:coge tenedor derecho y comienza

a comer\n",(int) id);

ReleaseMutex(hMutexTenedor[izquierdo]);ReleaseMutex(hMutexTenedor[derecho]);printf("Filosofo #%d: libera tenedores y comienza apensar\n",(int) id);

}}

Programa principalPrograma principal


79/95

mas

Programa principalPrograma principal

#define NFILOSOFOS 5

HANDLE hMutexTenedor[NFILOSOFOS];

//Aqu ejecutarvoidmain() {

HANDLE hVectorHebras[NFILOSOFOS];DWORD IDHebra;int i;for (i=0; i


80/95

mas

Ejemplo de interbloqueoEjemplo de interbloqueo

Ejecucinnormal

nterbloqueo

Soluciones libres deo uc ones res e


81/95

mas

bloqueobloqueo

Permitir que solo cuatro filsofos estnsentados simultneamente.Permitir a un filsofo coger su tenedorslo si ambos estn libres (=coger

tenedor es una seccin crtica).Solucin asimtrica: filsofo par cogetenedores izquierdo-derecho, filsofoimpar coge tenedores derecho-izquierdo.

Una solucin libre de bloqueo no eliminanecesariamente la posibilidad deinanicin.

Paso de mensajesPaso de mensajes


82/95

mas

Paso de mensajesPaso de mensajes

Red

SO

P2 P3 P4P1

La comunicacin entre procesos (IPC-Inter-Process Comunication) mediante paso demensajes es necesaria cuando los procesos

no comparten memoria comn (nocomparten variables comunes).

Paso de mensajes yi id

Paso de mensajes yi tid


83/95

mas

j ymemoria compartida

j ymemoria compartida

Los sistemas de mensajes y de memoriacompartida no son mutuamenteexclusivos. Estos pueden utilizarsesimultneamente dentro de un SO o unnico proceso.El paso de mensajes entre procesos en lamisma mquina puede implementarse con

memoria compartida.La memoria compartida puede tambinimplementarse con mensajes.

Primitivas de paso dej

Primitivas de paso dej


84/95

mas

pmensajes

pmensajes

send(mensaje)-enva un mensaje.

receive(mensaje)-recibe un mensaje. Si nohay mensajes disponibles se bloquea.

Si los procesos P y Q desean comunicarse:1.Establecer un enlace de comunicacin.

2. Intercambiar mensajes va send/receive.

Un enlace de comunicacin tiene una:implementacin fsica: bus, memoria, etc.implementacin lgica: propiedades

lgicas

Cuestiones dei l iCuestiones dei l t i


85/95

mas

implementacinimplementacin

Cmo se establecen los enlaces?

Puede un enlace asociarse con ms de dosprocesos?

Cuantos enlaces pueden existir entre cadapar de procesos comunicantes?

Cul es la capacidad del enlace?

El tamao del mensaje que el enlace puedeacomodar es fijo o variable?

Es un enlace unidireccional o bidireccional?

Tipos de comunicacinTipos de comunicacin


86/95

mas

Tipos de comunicacinTipos de comunicacin

Podemos establecer dos categoras en laforma en que los procesos se comunican:

Comunicacin directa -los procesos

comunicantes se nombran explcita-mente uno a otro en las operaciones depaso de mensajes. Ej. enviar carta.

Comunicacin indirecta -los procesos

intercambian mensajes a travs de unbuzn. Ej. enviar carta a un apartadode correos.

Comunicacin directaComunicacin directa


87/95

mas

Comunicacin directaComunicacin directa

Los procesos utilizan las primitivas:

send(P,mensaje)- enva mensaje a P

receive(Q,mensaje)-recibe mensaje de Q

Propiedades del enlace:

se establece automticamente.

asociado a un par de procesos.

exactamente un enlace por par deprocesos.

Unidireccional o bidireccional.

El productor-consumidord j

El productor-consumidord j


88/95

mas

pcon paso de mensajes

pcon paso de mensajes

Productor:repeat

produce item en nextp;

send(consumidor, nextp);until false;

Consumidor:

repeat

receive(productor, nextp);

consume item de nextp;

until false;

Comunicacin indirectaComunicacin indirecta


89/95

mas

Comunicacin indirectaComunicacin indirecta

Los mensajes se dirigen/se reciben de unbuzn (o tambin denominado puerto).

Cada buzn tiene un identificador nico.

P y Q deben compartir el buznPropiedades del enlace:

Asociado con muchos procesos.

Varios enlaces por par de procesos.Unidireccional o bidireccional.

Varios procesos comparten enlace quinlee un mensaje?

BferingBfering


90/95

mas

BferingBfering

Bfering -cola de mensajes ligada alenlace.

Tres formas de implementarlo:

Capacidad cero -- emisor espera alreceptor (cita o rendezvous).

Capacidad limitada -el emisor espera si

el enlace esta lleno.Capacidad ilimitada -el emisor nuncaespera.

Condiciones dei

on c ones ei


91/95

mas

excepcinexcepcin

El paso de mensajes puede producir fallos son necesarios mecanismos pararecuperarnos de ellos, denominados gestin

de condiciones de excepcin.Terminacin de procesos -Qu ocurre siproceso termina antes de procesar mensaje?

Perdida de mensajes por falta de fiabilidadde la red Se pueden establecer un plazo.

Mensajes corruptos -Deteccin: suma decomprobacin; solucin: retransmisin.

Terminacin de procesosTerminacin de procesos


92/95

mas

Terminacin de procesosTerminacin de procesos

El emisor P termina y el receptor Q espera(se bloquea) para siempre. Soluciones:

El sistema operativo termina a Q.

El SO notifica a Q de la terminacin de P.Q tiene un mecanismo interno(cronmetro) que determina cuanto debeesperar por mensaje de P.

P enva mensaje y Q termina. Soluciones:El sistema notifica a P.El sistema termina a P.P y Q utilizan reconocimiento con plazos.

Perdida de mensajesPerdida de mensajes


93/95

mas

Perdida de mensajesPerdida de mensajes

Frente a la perdida de mensajes tenemosvarias alternativas:

El SO garantiza la retransmisin.

El emisor es responsable de detectarlautilizando plazos.

El emisor obtiene una excepcin.

Mensajes corruptosMensajes corruptos


94/95

mas

Mensajes corruptosMensajes corruptos

Los mensajes que llegan al receptor desdeel emisor pueden estar mezclados odeteriorados debido al ruido de canal de

comunicacin.Soluciones:

Necesidad de un mecanismo de deteccin

de errores, como checksum, para detectarcualquier error.

Necesidad de mecanismo de recuperacinde errores, p. ej. retransmisin.

El prximo temaEl prximo tema


95/95

El prximo tema ...El prximo tema ...

... podemos ir vindolo en en:

Stallings: Temas 7 y 8.

Tambin en Silberschatz: Temas 8 y 9

3 Sincronizacion Comm

Text of 3 Sincronizacion Comm

2012 SINCRONIZACION EN TIEMPO CERO

Sincronizacion Estros Rumiantes-progest

3. Sincronizacion

Sincronizacion Procesos

Problemas Sincronizacion

Sincronizacion EUROVAN Diesel

Sincronizacion Basica Motor ISX

caja 6 velocidades sincronizacion

sincronizacion relojes sistemas distribuidos

Sincronizacion OpenBravo

Concurrencia Sincronizacion Linux

Sincronizacion y atm

Sincronizacion eurovan-diesel

Sincronizacion EUROVAN 1.9 Diesel

sincronizacion de celo

Sincronizacion Sistemas Distribuidos

Sincronizacion de procesos

Sincronizacion de La Distribucion

Exclusion Sincronizacion

Sincronizacion Motor Isx

6 sincronizacion de_procesos

Exclusion mutua y sincronizacion

6 Investigacion Sincronizacion

Sincronizacion Motor XTRAIL

Sincronizacion Transit

Sincronizacion de Cilindros Hidraulicos

10. sincronizacion-celo-bovinos

Sincronizacion de Estros

Cadena Sincronizacion Mazda 3

4. Procesos Sincronizacion

Documents

3 Sincronizacion Comm

Text of 3 Sincronizacion Comm