Sincronizzazione Soluzioni hardware

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1 Sincronizzazione Soluzioni hardware Stefano Quer Dipartimento di Automatica e Informatica Politecnico di Torino

2 2 Soluzioni hardware Le soluzionihardware al problemadellasc possono essere classificate come segue Soluzioniper sistemiche nonpermettonoildiritto di prelazione Soluzioniper sistemichepermettonoildirittodi prelazione Soluzionibasatesullagestionedelle interruzioni Soluzionibasatesuuna estensione dellesoluzioni software, ovvero basate su Questo aspetto è complicato dalla presenza di sistemi multiprocessore o multi-core Un qualchetipodi lock Un qualche tipo di istruzione atomica

3 3 Sistemi senza diritto di prelazione Un sistema senzadirittodi prelazioneè tale per cui I P (o T) in esecuzionenelkernel nonpossono essere interrotti Il controllodel kernel verràrilasciatosolo quandoil P (o T) lo lascerà volontariamente La CPU nonpuò essere sottratta a un P (o T) in esecuzione

4 4 Sistemi senza diritto di prelazione Neisistemi mono-processoree senzadirittodi prelazione Non esisteilproblemadellasc in quantosolo un P (o T) impegnal unicacpu in un certomomento Questa situazioneperòsipresentararamentein quanto Spessoisistemisonooggimulti-processoreo multi-core e anche senza prelazione la concorrenza è effettiva utilizzando processori o core distinti I kernel senzadirittodi prelazionehannotempi di risposta eccessivi e non sono adatti alla programmazione real-time

5 5 Sistemi con diritto di prelazione In un sistemacon dirittodi prelazione Un processoin esecuzionein modalitàdi sistema può essere interrotto Di fattol arrivodi un interruptspostailcontrollo del flusso su un altro processo Il processooriginarioverràterminatoin seguito La CPU puòessere sottratta a un P (o T) in esecuzione

6 6 Sistemi con diritto di prelazione Nelsistemi mono-processore condirittodi prelazione È possibilerisolvereilproblemadellasc mediante controllo dell interrupt Disabilitareinterrupt nellasezionedi ingresso Abilitareinterrupt nellasezionedi uscita while (TRUE) { disabilita interrupt SC abilita l interrupt sezione non critica Si osservi che l interrupt deve poter essere abilitato/disabilitato dal processo stesso

7 7 Sistemi con diritto di prelazione In generale, disabilitaregliinterrupt ha però diversi svantaggi La proceduraè intrinsecamenteinsicura Checosasuccedese a un processoutentesi fornisceildirittodi disabilitarel interrupte tale processo funziona in modo scorretto? Occorrerebbequindiforniretale opportunitàaisoli processi kernel (super-user) Neisistemimulti-processore(multi-core) occorre disabilitare l interrupt su tutti i processori Occorretrasmetterela richiestadi disattivazione Occorronotempi lunghidi processamento La gestionedel sistemadiventa nonreal-time

8 8 Meccanismi di lock - unlock Una strategiaalternativa è mimarele soluzioni software, utilizzando Lucchettidi protezione, i.e., lock Si potrebbeutilizzareun lock per ciascunasc Il valoredel lock permettel accessooppurelo vieta, proteggendo così la risorsa da accessi multipli Istruzioniindivisibili, i.e., atomiche Un istruzioneatomicavieneeseguitain un unico memory cycle Non puòessereinterrotta Permetteverificae modificacontestualedi una variabile globale

9 9 Meccanismi di lock - unlock Esistonodue principaliistruzioniatomichedi lock Test-And-Set Settae restituisceunavariabiledi lock globale Agiscein maniera atomica, ovveroin un solo ciclo indivisibile Swap Scambia(swap) due variabili, di cui unadi lock globale Agiscein maniera atomica, ovveroin un solo ciclo indivisibile

10 10 Test-And-Set: Implementazione Riceve per riferimento la variabile di lock globale (attuale). Il lock è di tipo char o int (basta 1 bit/byte) inizializzato a FALSE char TestAndSet (char *lock) { char val; val = *lock; *lock = TRUE; return val; In ogni caso, assegna TRUE al (nuovo) lock (effettua il lock della risorsa) In ogni caso, restituisce il valore della variabile ricevuta (il vecchio lock)

11 11 Test-And-Set: Utilizzo char lock = FALSE; Variabile di lock globale char TestAndSet (char *lock) { char val; val = *lock; *lock = TRUE; // Set new lock return val; // Return old lock Prologo: Test and Set Se alla chiamata lock==true la SC è occupata e si attende while (TRUE) { while (TestAndSet (&lock)); // lock SC lock = FALSE; // unlock sezione non critica Se alla chiamata lock==false si pone lock=true e si occupa la SC

12 12 Test-And-Set: Svantaggi char lock = FALSE; La procedura TestAndSetnon deve essere interrompibile char TestAndSet (char *lock) { char val; val = *lock; *lock = TRUE; // Set new lock return val; // Return old lock Busy-waiting su spin-lock: consuma cicli mentre attente while (TRUE) { while (TestAndSet (&lock)); SC lock = FALSE; sezione non critica // lock // unlock

13 13 Swap: Implementazione Riceve per riferimento la variabile di lock globale e un lock locale Il lock è di tipo char o int (basta 1 bit/byte) inizializzato a FALSE void swap (char *v1, char *v2) { char tmp; tmp = *v1; *v1 = *v2; *v2 = tmp; return; Effettua uno scambio

14 14 Swap: Utilizzo void swap (char *v1, char *v2) { char tmp; char lock = FALSE; tmp = *v1; *v1 = *v2; *v2 = tmp; return; Variabile di lock globale Mettendo key=true prenoto la SC Se lock==false la SC è libera, setto keya FALSE e lock a TRUE e accedo Se lock==true attendo while (TRUE) { key = TRUE; while (key==true) swap (&lock, &key); // Lock SC lock = FALSE; // Unlock sezione non critica

15 15 Swap: Svantaggi void swap (char *v1, char *v2) { char tmp; char lock = FALSE; tmp = *v1; *v1 = *v2; *v2 = tmp; return; La procedura swap non deve essere interrompibile Busy-waiting su spinlock: consuma cicli mentre attente while (TRUE) { key = TRUE; while (key==true) swap (&lock, &key); // Lock SC lock = FALSE; // Unlock sezione non critica

16 16 Le tecnicheprecedenti Mutua esclusione senza starvation Assicuranola mutuaesclusione Assicuranoilprogresso, evitandoildeadlock Nonassicuranol attesadefinitadi un processo, ovvero non garantiscono la non starvation Sonosimmetriche Per soddisfaretuttie quattroicriterioccorre estendere le soluzioni precedenti La soluzionesuccessivautilizzatestandsete deriva da quella originale È dovutaa Burns [1978] I P/T lenti non entrano mai nella SC perchèi veloci la occupano ripetutamente

17 17 while (TRUE) { waiting[i] = TRUE; while (waiting[i] && TestAndSet (&lock)); waiting[i] = FALSE; SC j = (i+1) % N; while ((j!=i) and (waiting[j]==false)) j = (j+1) % N; Mutua esclusione senza starvation if (j==i) lock = FALSE; else waiting[j] = FALSE; sezione non critica Un vettore di attesa, i.e., prenotazione, con un elemento per ogni P i /T i inizializzato a FALSE P i Lock globale, unico, inizializzato a FALSE

18 18 while (TRUE) { waiting[i] = TRUE; while (waiting[i] && TestAndSet (&lock)); waiting[i] = FALSE; SC j = (i+1) % N; while ((j!=i) and (waiting[j]==false)) j = (j+1) % N; if (j==i) Mutua esclusione senza starvation lock = FALSE; else waiting[j] = FALSE; sezione non critica Entra in SC se desidera entrare (è in waiting) AND la SC è libera (lock=false returntrue) P i In uscita dalla SC se nessuno è in waitingsi mette il locka FALSE Altrimenti si "libera" il primo P i /T i in attesa (set waiting a FALSE)

19 19 Conclusioni Vantaggi delle soluzioni hardware Utilizzabili in ambienti multi-processore Facilmente estendibili a N processi Relativamente semplici da utilizzare dal punto di vista software, cioè dal punto di vista utente Simmetriche

20 20 Svantaggi delle soluzioni hardware Non facili da implementare a livello hardware Conclusioni Operazioni atomiche su variabili globali (qualsiasi) Busy Waiting su spin-lock Spreco di risorse ovvero di cicli di CPU nell attesa Priority inversion Starvation Argomento corso di architettura dei calcolatori Un processo con alta priorità ma in busywaiting potrebbe prevenire un processo con bassa priorità dal terminare la sua SC tenendo la CPU occupata La selezione dei processi in busy-waiting per la SC è arbitraria e gestita dai processi stessi non dal SO