Deadlock. Oggi c è un traffico tremendo. Operating System Concepts 9 th Edition

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1 Deadlock

2 Deadlock Il problema del deadlock Modello del sistema Caratterizzazione dei deadlock Metodi per la gestione dei deadlock Prevenire i deadlock Evitare i deadlock Rilevare i deadlock Ripristino da situazioni di deadlock Oggi c è un traffico tremendo 7.2 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

3 Il problema del deadlock 1 In un ambiente multiprogrammato più processi possono entrare in competizione per ottenere un numero finito di risorse Deadlock o stallo insieme di processi bloccati: ciascun processo possiede (almeno) una risorsa ed attende di acquisire una o più risorse allocate ad altri processi dell insieme (che detengono risorse, ma ne attendono altre) Nella programmazione multithread gli stalli si verificano più frequentemente, poiché più thread possono competere per un insieme di risorse condivise 7.3 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

4 Il problema del deadlock 2 Esempio 1 Nel sistema sono presenti due stampanti P 1 e P 2 si sono assicurati una stampante ciascuno ed entrambi richiedono anche l altra Esempio 2 Semafori A e B, inizializzati a 1: P 1 P 2 1) wait (A); 2) wait(b); 3) wait (B); 4) wait(a); 7.4 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

5 Esempio: attraversamento di un ponte In ogni istante, sul ponte possono transitare autoveicoli solo in una direzione Ciascuna sezione del ponte può essere immaginata come una risorsa Se si verifica un deadlock (come in figura), il recovery può essere effettuato se un auto torna indietro (rilascia la risorsa ed esegue un roll back) In generale, in caso di deadlock, può essere necessario che più auto debbano tornare indietro È possibile si verifichi starvation (attesa indefinita) 7.5 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

6 Esempio: leggi ferroviarie in Kansas Testo della legge approvata dalla legislazione del Kansas (inizi XX secolo): Quando due treni convergono ad un incrocio, ambedue devono arrestarsi, e nessuno dei due può ripartire prima che l altro si sia allontanato 7.6 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

7 Modello di sistema Tipi di risorse R 1,R 2,,R m Cicli di CPU, spazio di memoria, file, dispositivi di I/O Ciascun tipo di risorsa R i ha W i istanze Il protocollo di accesso alle risorse da parte dei processi prevede Richiesta se la richiesta non può essere soddisfatta immediatamente, causa diverso utilizzo della risorsa, il processo richiedente deve attendere fino al rilascio della risorsa da parte del processo che la detiene Utilizzo Rilascio Richiesta/rilascio realizzati con apposite system call, quali request/release device, open/close file, allocate/ free memory, wait/signal semaforo 7.7 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

8 Caratterizzazione del deadlock Una situazione di deadlock può verificarsi solo se valgono simultaneamente le seguenti condizioni Mutua esclusione: nel sistema, esiste almeno una risorsa non condivisibile, cioè utilizzabile da un solo processo alla volta Possesso ed attesa: un processo, che possiede almeno una risorsa, attende di acquisire ulteriori risorse possedute da altri processi Impossibilità di prelazione: una risorsa può essere rilasciata dal processo che la possiede solo volontariamente, al termine del suo utilizzo Attesa circolare: esiste un insieme {P 0,P 1,,P n } di processi in attesa, tali che P 0 è in attesa di una risorsa che è posseduta da P 1, P 1 è in attesa di una risorsa posseduta da P 2,, P n 1 è in attesa di una risorsa posseduta da P n e P n è in attesa di una risorsa posseduta da P Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

9 Grafo di assegnazione delle risorse 1 Un grafo è costituito da un insieme di vertici (o nodi) V variamente connessi per mezzo di un insieme di archi E Nel grafo di assegnazione delle risorse L insieme V è partizionato in due sottoinsiemi: P {P 1,P 2,,P n } è l insieme costituito da tutti i processi del sistema R {R 1,R 2,,R m } è l insieme di tutti i tipi di risorse del sistema Arco di richiesta: P i R j Arco di assegnazione: R j P i 7.9 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

10 Grafo di assegnazione delle risorse 2 Processo Tipo di risorsa con 4 istanze P i richiede un istanza di R j P i Arco di richiesta R j P i possiede un istanza di R j P i Arco di assegnazione R j 7.10 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

11 Esempi di grafo di assegnazione risorse 1 Grafo di assegnazione risorse Grafo di assegnazione risorse con deadlock 7.11 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

12 Esempi di grafo di assegnazione risorse 2 Se il grafo non contiene cicli Non ci sono deadlock Se il grafo contiene un ciclo Se vi è una sola istanza per ogni tipo di risorsa, allora si ha un deadlock Se si hanno più istanze per tipo di risorsa, allora il deadlock è possibile (ma non certo) Grafo di assegnazione risorse con un ciclo, ma privo di deadlock Il ciclo c è, ma il deadlock no 7.12 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

13 Esempio 1 Si consideri un sistema con tre processi (P 1,P 2,P 3 ), e due tipologie di risorse (R 1,R 2 ), con la disponibilità di due risorse di tipo R 1 e una risorsa di tipo R 2 Si consideri la seguente cronologia di richieste: P 2 richiede R 1 P 1 richiede R 2 P 2 richiede R 2 P 3 richiede R 1 P 1 richiede R 1 Verificare se il sistema si trova in stallo 7.13 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

14 Esempio 1 (cont.) P 2 richiede R 1 P 1 richiede R 2 P 2 richiede R 2 P 3 richiede R 1 P 1 richiede R 1 P 1 R 1 P 2 P 3 Si forma un ciclo ma il sistema NON è in stallo Infatti un elemento del ciclo (R 1 ) ha molteplicità 2 e una delle due istanze è fuori dal ciclo: P 3 può terminare e rilasciare una istanza di R 1 che viene così assegnata a P 1 R Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

15 Esempio 2 Si consideri un sistema con 4 processi (P 1,P 2,P 3,P 4 ) e 4 tipologie di risorse (R 1,R 2,R 3,R 4 ) con disponibilità: 1 risorsa di tipo R 1 1 risorsa di tipo R 2 1 risorsa di tipo R 3 2 risorse di tipo R 4 Si assuma che: ogni volta che un processo richiede una risorsa libera, questa venga assegnata al processo richiedente ogni volta che un processo richiede una risorsa già occupata, il richiedente deve attendere che la risorsa si liberi prima di impossessarsene (coda FIFO di attesa) 7.15 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

16 Esempio 2 (cont.) Si consideri la seguente successione cronologica di richieste e rilasci di risorse e si verifichi se, alla fine, il sistema si trova in stallo: P 2 richiede R 1,R 2,R 3 P 3 richiede R 2,R 4 R 1 R 2 P 2 rilascia R 2 P 1 P 2 P 3 P 4 P 4 richiede R 4 P 1 richiede R 1 P 2 richiede R 2 R 3 R 4 P 3 richiede R 3 Ciclo di richieste/assegnazioni che coinvolge P 2, R 2, P 3, R 3 il sistema è in stallo 7.16 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

17 Metodi di gestione del deadlock Assicurare che il sistema non entri mai in uno stato di deadlock Prevenire i deadlock: evitare che si verifichino contemporaneamente mutua esclusione, possesso e attesa, impossibilità di prelazione e attesa circolare Basso utilizzo delle risorse e throughput ridotto Evitare i deadlock: evitare gli stati del sistema a partire dai quali si può evolvere verso il deadlock Informazioni aggiuntive sulle richieste dei processi Permettere al sistema di entrare in uno stato di deadlock, quindi ripristinare il sistema Determinare la presenza di un deadlock Ripristinare il sistema da un deadlock Ignorare il problema e fingere che i deadlock non si verifichino mai; impiegato dalla maggior parte dei SO, inclusi Windows e UNIX/Linux 7.17 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

18 Prevenire i deadlock 1 Limitare le modalità di richiesta/accesso delle/alle risorse Mutua esclusione non è richiesta per risorse condivisibili non possono essere coinvolte in uno stallo; deve valere invece per risorse che non possono essere condivise, quindi non può essere prevenuta Possesso e attesa occorre garantire che, quando un processo richiede una risorsa, non ne possieda altre Esigere dal processo di stabilire ed allocare tutte le risorse necessarie prima che inizi l esecuzione, o consentire la richiesta di risorse solo quando il processo non ne possiede alcuna Basso impiego delle risorse; possibile l attesa indefinita per processi con forti richieste di risorse 7.18 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

19 Prevenire i deadlock 2 Impossibilità di prelazione Se un processo, che possiede alcune risorse, richiede un altra risorsa, che non gli può essere allocata immediatamente, allora rilascia tutte le risorse possedute Le risorse rilasciate (prelazionate al processo) vengono aggiunte alla lista delle risorse che il processo sta attendendo Il processo viene avviato nuovamente solo quando può ottenere sia le risorse precedentemente possedute sia quelle attualmente richieste Alternativamente, le risorse possono essere assegnate al processo che le richiede, qualora siano attualmente possedute da un altro processo in attesa Protocollo adatto per risorse il cui stato si può salvare e recuperare facilmente (registri, memoria; non per dispositivi di I/O) 7.19 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

20 Prevenire i deadlock 3 Attesa circolare si impone un ordinamento totale (possibilmente logico ) su tutti i tipi di risorsa, f : R N, e si pretende che ciascun processo richieda le risorse in ordine crescente In alternativa, ogni processo, prima di richiedere una istanza di R j, deve rilasciare tutte le istanze di R i, tali che f(r i ) f(r j ) Supponiamo che, avendo imposto l ordinamento suddetto, si verifichi comunque l attesa circolare Siano {P 1,P 2,,P n } i processi coinvolti nell attesa circolare, dove P i attende la risorsa R i posseduta dal processo P i+1 Poiché il processo P i+1 possiede la risorsa R i mentre richiede la risorsa R i+1, i, vale la condizione f(r 1 ) f(r 2 ) f(r n ) f(r 1 ) assurdo 7.20 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

21 Esempio di deadlock /* thread_one esegue in questa funzione */ void *do_work_one(void *param) { } pthread_mutex_lock(&first_mutex); pthread_mutex_lock(&second_mutex); /* Fa qualcosa */ pthread_mutex_unlock(&second_mutex); pthread_mutex_unlock(&first_mutex); pthread_exit(0); /* thread_two esegue in questa funzione */ void *do_work_two(void *param) { } pthread_mutex_lock(&second_mutex); pthread_mutex_lock(&first_mutex); /* Fa qualcosa */ pthread_mutex_unlock(&first_mutex); pthread_mutex_unlock(&second_mutex); pthread_exit(0); Si risolve imponendo, per es., f (first_mutex)=1 f (second_mutex)=3 e forzando l invocazione dei lock mutex in ordine crescente 7.21 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

22 Evitare i deadlock Prevenire i deadlock può causare scarso utilizzo dei dispositivi e ridotta produttività del sistema Viceversa, evitare i deadlock presuppone che il sistema conosca a priori informazioni addizionali sulle richieste future dei processi Il modello più semplice e utile richiede che ciascun processo dichiari il numero massimo di risorse di ciascun tipo di cui potrà usufruire nel corso della propria esecuzione L algoritmo di deadlock avoidance esamina dinamicamente lo stato di allocazione delle risorse per assicurare che non si possa verificare mai una condizione di attesa circolare Lo stato di allocazione delle risorse è definito dal numero di risorse disponibili ed allocate, e dal massimo numero di richieste dei processi 7.22 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

23 Stato sicuro 1 Quando un processo richiede una risorsa disponibile, il sistema deve decidere se l allocazione immediata lasci il sistema in stato sicuro Il sistema si trova in uno stato sicuro se esiste una sequenza sicura di esecuzione di tutti i processi La sequenza <P 1,P 2,,P n > è sicura se, per ogni P i, le risorse che P i può ancora richiedere possono essergli allocate sfruttando le risorse disponibili, più le risorse possedute da tutti i P j, con j i 7.23 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

24 Cioè Stato sicuro 2 Se le richieste di P i non possono essere soddisfatte immediatamente, allora P i può attendere finché tutti i P j (j<i) abbiano terminato Quando P j ha terminato, P i può ottenere le risorse richieste, eseguire i suoi compiti, restituire le risorse allocate e terminare Quando P i termina, P i+1 può ottenere le risorse richieste, etc Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

25 Stato sicuro 3 Se un sistema è in stato sicuro non si evolve verso il deadlock Se un sistema è in stato non sicuro si può evolvere in deadlock In stato non sicuro, il SO non può impedire ai processi di richiedere risorse in modo da causare un deadlock Deadlock avoidance garantisce che un sistema non evolva mai verso uno stato non sicuro se un processo richiede una risorsa disponibile, può dovere attendere scarso utilizzo delle risorse del sistema 7.25 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

26 Stato sicuro 4 Esempio 12 istanze di una risorsa complessivamente disponibili Al tempo t 0 Processo Richiesta max Unità possedute P P P unità disponibili Stato sicuro: <P 1, P 0, P 2 > sequenza sicura Se all istante t 1 il processo P 2 richiede un ulteriore unità, e questa gli viene assegnata, lo stato diventa non sicuro (solo P 1 può terminare) 7.26 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

27 Algoritmi per evitare il deadlock Risorse ad istanza singola: utilizzo del grafo di assegnazione delle risorse (versione modificata) Risorse ad istanza multipla: algoritmo del banchiere 7.27 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

28 Algoritmo con grafo di assegnazione risorse 1 Un arco di reclamo P i R j (rappresentato da una linea tratteggiata) indica che il processo P i può richiedere la risorsa R j in futuro Un arco di reclamo viene convertito in un arco di richiesta quando il processo P i richiede effettivamente la risorsa R j Un arco di richiesta viene convertito in un arco di assegnazione quando la risorsa viene allocata al processo Quando una risorsa viene rilasciata da un processo, l arco di assegnazione viene riconvertito in un arco di reclamo 7.28 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

29 Algoritmo con grafo di assegnazione risorse 2 Le risorse devono venir reclamate a priori nel sistema Prima che il processo P i inizi l esecuzione, tutti i suoi archi di reclamo devono essere già inseriti nel grafo di assegnazione delle risorse Alternativamente, un arco di reclamo può essere aggiunto successivamente al processo P i se esso è connesso al grafo solo mediante archi di reclamo Supponiamo che il processo P i richieda una risorsa R j La richiesta può essere accordata solo se la conversione dell arco di richiesta in arco di assegnamento non provoca il formarsi di un ciclo nel grafo di assegnazione delle risorse 7.29 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

30 Algoritmo con grafo di assegnazione risorse 3 Grafo di assegnazione risorse Stato non sicuro Stallo se P 1 richiede R Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

31 Algoritmo del banchiere Permette di gestire istanze multiple di una risorsa (a differenza dell algoritmo con grafo di assegnazione risorse) Ciascun processo deve dichiarare a priori il massimo impiego di risorse Quando un processo richiede una risorsa può non venir servito istantaneamente Quando ad un processo vengono allocate tutte le risorse deve restituirle in tempo finito 7.31 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

32 Strutture dati dell algoritmo del banchiere Sia n il numero dei processi presenti nel sistema ed m il numero dei tipi di risorse Available: Vettore di lunghezza m; se Available[j] k, vi sono k istanze disponibili del tipo di risorsa R j Max: matrice n m; se Max[i,j] k, il processo P i può richiedere al più k istanze del tipo di risorsa R j Allocation: matrice n m; se Allocation[i,j] k, a P i sono attualmente allocate k istanze di R j Need: matrice n m; se Need[i,j] k, P i può richiedere k ulteriori istanze di R j per completare il proprio task Need[i,j] Max[i,j] Allocation[i,j] 7.32 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

33 Algoritmo di verifica della sicurezza 1. Siano Work e Finish vettori di lunghezza m ed n, rispettivamente; si inizializzi a) Work Available b) Finish[i] false, per i 1,2,,n 2. Si cerchi i tale che valgano contemporaneamente: a) Finish[i] false b) Need i Work Se tale i non esiste, si esegua il passo Work Work Allocation i Finish[i] true si torni al passo Se Finish[i] true per ogni i, il sistema è in stato sicuro 7.33 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

34 Algoritmo di richiesta delle risorse per il processo P i Sia Request i il vettore delle richieste per il processo P i Se Request i [j] k, il processo P i richiede k istanze del tipo di risorsa R j 1. Se Request i Need i, si vada al passo 2.; altrimenti, si riporti una condizione di errore, poiché il processo ha ecceduto il massimo numero di richieste 2. Se Request i Available, si vada al passo 3.; altrimenti P i deve attendere, poiché le risorse non sono disponibili 3. Il sistema simula l allocazione a P i delle risorse richieste, modificando lo stato di allocazione come segue: Available Available Request i Allocation i Allocation i Request i Need i Need i Request i Se lo stato è sicuro, le risorse vengono definitivamente allocate a P i Se lo stato è non sicuro, P i deve attendere, e viene ripristinato il vecchio stato di allocazione delle risorse 7.34 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

35 Esempio di applicazione dell algoritmo del banchiere 5 processi, da P 0 a P 4 3 tipi di risorse: A (10 istanze), B (5 istanze) e C (7 istanze) Istantanea al tempo T 0 : Allocation Max Available A B C A B C A B C P P P P P Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

36 Esempio (cont.) La matrice Need è definita come Need Max Allocation Need A B C P P P P P Il sistema è in stato sicuro, dato che la sequenza <P 1,P 3,P 4,P 2,P 0 > soddisfa i criteri di sicurezza 7.36 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

37 Esempio (cont.) P 1 richiede (1,0,2) Verificare che Request 1 Available (cioè, (1,0,2) (3,3,2)) Allocation Need Available A B C A B C A B C P P P P P L esecuzione dell algoritmo di sicurezza mostra che la sequenza <P 1,P 3,P 4,P 0,P 2 > soddisfa i requisiti di sicurezza La richiesta di P 1 viene soddisfatta immediatamente Ma dopo Può essere soddisfatta la richiesta di P 4 per (3,3,0)? Può essere soddisfatta la richiesta di P 0 per (0,2,0)? 7.37 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

38 Rilevamento del deadlock Si permette al sistema di entrare in uno stato di deadlock Per ripristinarne le funzionalità, sono necessari un algoritmo di rilevamento del deadlock e, successivamente, un algoritmo di ripristino dal deadlock Costi aggiuntivi per la memorizzazione delle informazioni necessarie al ripristino e per l esecuzione dell algoritmo di rilevamento 7.38 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

39 Istanza singola di ciascun tipo di risorsa Si impiega un grafo di attesa I nodi rappresentano i processi L arco P i P j esiste se P i è in attesa che P j rilasci una risorsa che gli occorre Periodicamente viene richiamato un algoritmo che verifica la presenza di cicli nel grafo (che deve essere conservato e mantenuto aggiornato) La presenza di un ciclo attesta una situazione di deadlock Un algoritmo per rilevare cicli in un grafo richiede un numero di operazioni dell ordine di n 2, dove n è il numero di vertici del grafo 7.39 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

40 Grafo di assegnazione risorse e grafo di attesa Un arco P i P j esiste nel grafo di attesa se e solo se il corrispondente grafo di assegnazione risorse contiene i due archi P i R q, R q P j per una qualche risorsa R q Grafo di assegnazione risorse Grafo di attesa corrispondente 7.40 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

41 Più istanze per ciascun tipo di risorsa Available: vettore di lunghezza m, indica il numero di risorse disponibili di ciascun tipo Allocation: matrice n m, definisce il numero di risorse di ciascun tipo attualmente allocate a ciascun processo Request: matrice n m, indica la richiesta corrente di ciascun processo; se Request[i,j] k, il processo P i richiede k istanze supplementari della risorsa R j L algoritmo di rilevamento indaga su ogni possibile sequenza di assegnazione per i processi da completare 7.41 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

42 1. Siano Work e Finish due vettori di lunghezza m e n, rispettivamente; inizialmente sia: a) Work Available b) Per i 1,2,,n, se Allocation i 0, Finish[i] false; altrimenti, Finish[i] true 2. Si trovi un indice i tale che valgano entrambe le condizioni: a) Finish[i] false b) Request i Work Se tale i non esiste, si vada al passo Work Work Allocation i Finish[i] true si vada al passo 2. Algoritmo di rilevamento 1 4. Se Finish[i] false, per qualche i, 1 i n, il sistema è in uno stato di deadlock; inoltre, se Finish[i] false, P i è in deadlock 7.42 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

43 Algoritmo di rilevamento 2 Note L algoritmo richiede un numero di operazioni dell ordine di O (m n 2 ) per determinare se il sistema è in uno stato di deadlock Si ipotizza (ottimisticamente) che P i non intenda richiedere altre risorse per completare il proprio compito, ma piuttosto che restituisca in tempo finito quelle che già possiede Se ciò non accade, può verificarsi uno stallo, che verrà rilevato alla prossima verifica sul sistema 7.43 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

44 Esempio di applicazione dell algoritmo di rilevamento 5 processi, da P 0 a P 4 3 tipi di risorse: A (7 istanze), B (2 istanze) e C (6 istanze) Istantanea al tempo T 0 : Allocation Request Available A B C A B C A B C P P P P P La sequenza <P 0,P 2,P 1,P 3,P 4 > conduce a Finish[i] true per ogni i 7.44 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

45 Esempio (cont.) P 2 richiede un istanza supplementare della risorsa C Request A B C P P P P P Qual è lo stato del sistema? Può reclamare le risorse possedute dal processo P 0, ma il numero di risorse disponibili non è sufficiente a soddisfare gli altri processi deadlock: coinvolge i processi P 1, P 2, P 3 e P Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

46 Impiego dell algoritmo di rilevamento Quando e quanto spesso richiamare l algoritmo di rilevamento dipende da: Frequenza (presunta) con la quale si verificano i deadlock Numero di processi che vengono eventualmente influenzati dal deadlock (e sui quali occorre effettuare un roll back) Almeno un processo per ciascun ciclo Se l algoritmo viene richiamato con frequenza casuale, possono essere presenti molti cicli nel grafo delle risorse non si può stabilire quale dei processi coinvolti nel ciclo abbia causato il deadlock Alternativamente, l algoritmo può essere richiamato ogni volta che una richiesta non può essere soddisfatta immediatamente, a intervalli regolari, o quando l utilizzo della CPU scende al di sotto del 40% 7.46 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

47 Ripristino dal deadlock: terminazione dei processi Terminazione in abort di tutti i processi in deadlock Terminazione in abort di un processo alla volta fino all eliminazione del ciclo di deadlock In quale ordine si decide di terminare i processi? I fattori significativi sono: La priorità del processo Il tempo di computazione trascorso e il tempo ancora necessario al completamento del processo Quantità e tipo di risorse impiegate (non/facilmente prelazionabili) Risorse ulteriori necessarie al processo per terminare il proprio compito Numero di processi che devono essere terminati Tipo di processo: interattivo o batch 7.47 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

48 Ripristino dal deadlock: prelazione di risorse Selezione di una vittima È necessario stabilire l ordine di prelazione per minimizzare i costi Roll back Un processo a cui sia stata prelazionata una risorsa deve ritornare ad uno stato sicuro, da cui ripartire Per non mantenere troppe informazioni aggiuntive, la soluzione più semplice consiste nel terminare il processo Starvation Alcuni processi possono essere sempre selezionati come vittime della prelazione: includere il numero di roll back nel fattore di costo 7.48 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

49 Esercizio 1 Sia dato il sistema descritto da P insieme dei processi, R insieme delle risorse R ij di indice i e molteplicità j, E(P) insieme delle richieste di accesso a risorse in R emesse da processi in P e attualmente pendenti, e E(R) insieme degli accessi attualmente soddisfatti di processi in P a risorse in R: P {P 1, P 2, P 3, P 4, P 5, P 6 } R {R 12, R 21, R 32, R 41 } E(P) {P 2 R 2, P 3 R 4, P 4 R 1, P 5 R 4, P 6 R 3 } E(R) {R 1 (P 1,P 2 ), R 2 P 3, R 3 (P 4,P 5 ), R 4 P 6 } Si analizzi il grafo di allocazione delle risorse, determinando se il sistema si trovi attualmente in situazione di stallo o meno Si studi l evoluzione successiva dello stato del sistema se il processo P 1 richiedesse la risorsa R Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

50 Esercizio 2 Si consideri la situazione in cui vi siano in esecuzione cinque processi, P 0, P 1, P 2, P 3 e P 4, con le matrici relative alle risorse allocate ed al numero massimo di risorse richieste dai processi definite come segue: ( ) ( Allocation Max Se il vettore delle risorse disponibili è Available (1,0,1,0,1), ) lo stato appena descritto è sicuro? Cosa accadrebbe se il processo P 0 richiedesse e ottenesse un ulteriore istanza della risorsa del primo tipo? 7.50 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

51 Esercizio 3 Si consideri la situazione in cui vi siano in esecuzione quattro processi, P A, P B, P C e P D, con le matrici relative alle risorse allocate ed al numero massimo di risorse richieste dai processi definite come segue: ( ) ( ) Allocation Max Se il vettore delle risorse disponibili è Available (0,0,x,1,1), qual è il minimo valore di x che rende lo stato attuale sicuro? 7.51 Silberschatz, Galvin and Gagne 2013

52 Fine del Capitolo 7