7-1 10 Concorrência Por que concorrência?. Programas e processos. Problemas com a concorrência....

7-1

10Concorrência

Por que concorrência?.

Programas e processos.

Problemas com a concorrência.

Interações de processos.

Primitivas de concorrência

Abstrações para controle da concorrência

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Por que concorrência? (1)

A concorrência foi inicialmente introduzida nos

computadores com o objetivo de melhorar o desempenho

• Realização de E/S e operações da CPU em simultâneo, que

acarretou o surgimento da programação concorrente

A programação concorrente ficou muito complexa para o

programador de aplicações

• Restringiu-se basicamente aos sistemas operacionais, que seriam os

arquétipos dos programas concorrentes

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Os sistemas de multiprogramação objetivam maximizar o

uso dos recursos através da execução de dois ou mais jobs

concorrentemente

Sistemas de multiacesso ou servidores estendem a

multiprogramação, permitindo que vários jobs executem,

cada um em benefício de um usuário remoto

Sistemas de multiprocessador estão presentes em

computadores que várias CPUs operando simultaneamente na

execução de jobs que compartilham uma memória principal

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Sistemas distribuídos consistem de vários computadores que não apenas operam independentemente, mas que também se intercomunicam eficientemente

A medida que a velocidade das CPU atingem limites tecnológicos, ganhos futuros em desempenho dependem de uma melhor exploração da concorrência

A concorrência em linguagem de programação é necessária para permitir a modelagem mais precisa dos aspectos concorrentes do mundo real

Desenvolvimento de arquiteturas de computadores novas e altamente concorrentes

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Programas e Processos (1)

Um processo seqüencial é um conjunto totalmente ordenado de passos, cada passo sendo uma mudança de estado em algum componente de um sistema de computação

Um programa seqüencial especifica as possíveis mudanças de estado de um processo seqüencial, as quais ocorrem numa ordem determinada pelas estruturas de controle do programa

Um programa concorrente especifica as possíveis mudanças de estados de dois ou mais processos seqüenciais • Nenhuma ordem é naturalmente definida entre as mudanças de estados de um

processo em relação a mudanças de estados de quaisquer outros processos

• Dizemos que estes processos são executados concorrentemente, podendo até mesmo serem executados simultaneamente

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Programas e Processos (2)

O exemplo de um processo seqüencial é a execução de um programa numa linguagem como Pascal ou C • Os eventos de um processo como este correspondem à atualização das

variáveis do programa

• Tais eventos são totalmente ordenados pelas regras de seqüenciamento da linguagem, que definem como o controle é transferido de um comando para outro

Por causa da total ordenação dos eventos, pode-se associar à passagem do tempo físico as mudanças de estado de um programa seqüencial• Mudanças de estado de baixo nível podem não ser totalmente ordenadas

no tempo, porém como não são observáveis pelo programador e como não afetam o resultado final, não são consideradas relevantes

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Problemas com a concorrência (1)

O que faz os programas concorrentes serem diferentes dos programas seqüenciais?

Não-determinismo (1)• Um programa determinístico é aquele que segue uma seqüência de passos

que pode ser prevista caso saibamos seus dados de entrada

– Programas seqüenciais corretos são sempre determinísticos

– Logo, seu comportamento pode ser completamente reproduzido, tornando praticável a verificação de programas por meio de testes

• Existem construções que introduzem alguma imprevisibilidade em programas seqüenciais como:

– Comandos colaterais

– Comandos condicionais não determinísticos

– Avaliação colateral de subexpressões, onde uma destas subexpressões pode provocar efeitos colaterais em outra

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Não-determinismo (2)• Em cada um destes casos

– O processador da linguagem é livre para escolher a ordem de execução

– O comportamento do programa poderá ser diferente com processadores distintos, mas certamente será o mesmo num processador de linguagem específico

– Logo o comportamento do programa poderá ser reproduzido

• Um programa concorrente, por outro lado, é verdadeiramente não-determinístico

– A ordem de execução dos passos é imprevisível, assim como o resultado final, mesmo num processador de linguagem específico

• Em geral, deseja-se escrever programas efetivamente determinísticos, isto é, um programa cujo resultado global seja previsível

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Não-determinismo (3)

• Entretanto, um programa concorrente incorreto pode se comportar

como previsto a maior parte do tempo, mas pode desviar de seu

comportamento previsto de modo intermitente e irreproduzível

– Erros de programação concorrente são dos mais difíceis de se

diagnosticar

– A pesquisa de meios para preveni-los é uma grande motivação na

área de programação concorrente

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Dependência de Velocidade (1)• Um programa seqüencial é independente de velocidade porque

sua correção não depende da velocidade com que é executado

• Um programa concorrente, em geral, é dependente de velocidade, visto que suas saídas podem depender da velocidade relativa de execução dos processos que o compõem

– Como conseqüência, pequenas flutuações na velocidade dos processadores e dos dispositivos de E/S podem levar ao não-determinismo

– Quando velocidades absolutas devem ser levadas em conta, tem-se um programa em tempo real

– Quando o resultado é dependente de velocidade, diz-se que existe uma condição de corrida (race condition)

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Dependência de Velocidade (2)

• Exemplo: condição de corrida

– Suponha que dois processos P e Q atualizam a mesma variável s do tipo String

In P: s := "ABCD";In Q: s := "EFGH";

– Se P completa a atribuição antes de Q começar a atribuição, o valor final

de s é "EFGH"

– Se Q completa a atribuição antes de P começar a atribuição, o valor final

de s é "ABCD"

– Mas, supondo que P e Q atualizam s um caractere por vez, o valor final

de s pode ser um dentre 60 valores, ou seja, pode haver um resultado

diferente cada vez que P corre com Q

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Dependência de Velocidade (2)

• Imagine-se caos do problema anterior com múltiplos processos e

variáveis

– Um dos objetivos da programação concorrente é prevenir este pesadelo

Uso de variáveis atômicas – aquelas que só podem ser inspecionadas ou

atualizadas como um todo

» Em Java, referência a objetos e variáveis de tipos primitivos diferentes de

long e double são sempre atômicas

» Em Ada, qualquer variável pode ser declarada atômica com a cláusula

pragma atomic(v);, embora o compilador seja livre para rejeitá-la

– Entretanto, tais medidas estão longe de ser uma solução completa

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Deadlock (1)

• Deadlock é o bloqueio permanente de um conjunto de processos que, ou estão competindo por recursos, ou estão competindo para se comunicar uns com os outros

• O deadlock pode ocorrer num sistema de processos e recursos, se e somente se, as seguintes condições existirem todas juntas

– Exclusão mútua: os processos podem ter acesso exclusivo aos recursos

– Aquisição incremental: os processos continuam a prender recursos previamente alocados, enquanto esperam que a requisição de um novo recurso seja atendida

– Não preempção: recursos não podem ser removidos de um processo até que ele voluntariamente o libere

– Espera circular: pode existir um ciclo de recursos e processos no qual cada processo está esperando por um recurso que está preso pelo próximo processo no ciclo

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Deadlock (2)

• Vários enfoques podem ser empregados para solucionar o problema do deadlock

– Ignorar o deadlock e caso ele aconteça, resolver o problema manualmente pela interferência do operador do sistema, destruindo alguns processos ou reinicializando todo o sistema

– Outra opção é detectar o deadlock e então recuperar-se dele automaticamente, de modo que o sistema como um todo possa continuar funcionando

– Prevenir o deadlock pela eliminação de uma ou mais condições necessárias à sua ocorrência

Eliminação da aquisição incremental de processos – ou tudo ou nada

Eliminação da espera circular – imposição de uma ordem de aquisição de recursos

– Fazer com que os escalonadores do sistema evitem ativamente o deadlock pela determinação antecipada dos processos que se pretende alocar

Algoritmo do banqueiro

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Starvation (1)

• Um sistema concorrente tem a propriedade de avanço finito se

houver a garantia de que todo processo avançará em algum período

suficientemente grande de tempo (mas finito)

– Para atender a esta condição o sistema deve

Ser livre de deadlock

Ter um escalonamento justo

» Escalonamento é a alocação de recursos para processos no tempo, tendo por

meta algum objetivo, como um tempo de resposta adequado ou a alta utilização

da CPU

» O escalonamento justo assegura que nenhum processo necessitando de um

recurso vai ficar esperando indefinidamente para obter o recurso por causa da

demanda de outros processos

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Starvation (2)

• Usa-se o termo starvation quando um processo fica esperando

indefinidamente para executar por causa de um escalonamento

injusto

– Uma situação de starvation pode ocorrer quando o acesso a CPU é

dado preferencialmente aos processos de alta prioridade

Neste caso, deste que se tenha um sempre um processo de alta prioridade

na vez para usar a CPU, um processo de baixa prioridade pode ficar

esperando indefinidamente a sua vez para executar

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Interações de Processos (1)

A notação C; K especifica a composição seqüencial dos comandos C e K

A notação C, K especifica a composição colateral dos comandos C e K

A diferença entre os dois é que na composição seqüencial todas as ações de C devem ser encerradas antes que qualquer ação de K comece; enquanto na composição colateral as ações de C e K podem ser intercaladas arbitrariamente

Nenhuma das notações admite a possibilidade dos comandos C e K serem executados simultaneamente

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Para isto, usa-se o comando paralelo B || C, que é a composição concorrente dos comandos B e C • Especifica que dois ou mais comandos podem ser executados

concorrentemente

• B || C não requer a execução simultânea dos comandos B e C, mas permite isto

• B || C também permite a execução colateral e a execução seqüencial dos comandos B e C como casos particulares de concorrência

Programas concorrentes se distinguem dos seqüenciais não apenas pela presença da composição concorrente, mas também pela presença de operações que causam interações entre processos, que pode ser de vários tipos

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Processos independentes (1)• Os comandos B e C são independentes se nenhum passo de B pode afetar

o comportamento de qualquer passo de C e vice-versa

– Se B e C são independentes, segue que a composição seqüencial B; C é equivalente a composição seqüencial C; B

– Também pode-se concluir que B; C, C; B e C, K são equivalentes a C || K quando C e K são independentes

– Logo, segue que a composição concorrente de processos independentes é determinística

• Este é um resultado importante porque

– Prover a base para sistemas servidores de multiacesso, que podem executar muitos jobs pela multiprogramação de um ou mais processadores

– Sendo os jobs independentes, os usuários não precisam tomar precauções especiais por conta da concorrência

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Processos independentes (2)

• Infelizmente, não é decidível, em geral, se os comandos B e C são

realmente independentes

– Entretanto, uma condição suficiente para independência é que

nenhum comando possa atualizar uma variável que outro comando

inspeciona ou atualiza

Embora possa ser verificado, em princípio, em tempo de compilação,

deve-se empregar uma definição abrangente de variável, como qualquer

componente do sistema cujo estado possa ser alterado

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Processos competidores (1)

• Os comandos B e C competem se cada um precisa ganhar acesso

exclusivo ao mesmo recurso r para executar alguns de seus passos

• Seja B a seqüência B1;B2;B3 e C a seqüência C1;C2;C3

– Os subcomandos B1, B3, C1 e C3 são independentes , ou seja, nenhuma deles

usa o recurso r

– B2 e C2 requerem acesso exclusivo ao recurso r e não devem executar

simultaneamente nem sua execução se sobrepor no tempo

B2 e C2 são chamados de seções críticas com respeito ao recurso r

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Processos competidores (2)– B || C deveria ser executado numa das seguintes maneiras

...; B2; ...; C2; ...

...; C2; ...; B2; ...

mas não como ...; B2 || C; ...

– Então, B || C tem dois possíveis resultados, que são exatamente os resultados das seqüências B; C e C; B, respectivamente

Qual destes resultados realmente ocorre dependerá das velocidades relativas com que B e C são executados e isto não é previsível em geral

Caso o efeito de uma seção crítica dependa do estado do recurso quando ele é adquirido e se a seção muda o estado do recurso, então o sistema B || C é não-determinístico em geral

• Um programa concorrente possui a propriedade de safety (segurança) se suas seções críticas nunca se sobrepõem no tempo

– É seguro no sentido de que todos os comando que ele aplica sobre um recurso terá o seu efeito seqüencial normal

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Processos competidores (3)• Exemplo: Não determinismo apesar da exclusão mútua

– Suponha que dois processos P e Q atualizam a variável i do tipo Integer, atômica e com valor inicial 0

– Os comandos de atribuição de P e Q estão em exclusão mútua, um em relação ao outro

In P: i := i + 1;

In Q: i := 2 * i;

– Existe corrida (race) entre P e Q, mas os dois únicos possíveis resultados em i são 1 (Q executa a atribuição antes de P) ou 2 (P executa a atribuição antes de Q)

É que se chama de não determinismo delimitado: o resultado não é previsível, mas

pertence a um conjunto conhecido e fixo de saídas, todas igualmente aceitáveis

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Processos comunicantes (1)• Sejam os comandos B e C como vistos anteriormente

– Existe comunicação de B para C caso B2 produza dados que C2 consuma, de modo que B2 termine antes de C2 começar

Neste caso, B || C tem o mesmo resultado que B; C

Um pipeline ocorre quando existe uma encadeamento de processos, cada um consumindo a saída do processo anterior e produzindo a entrada do processo seguinte

» Exemplo: comandos pipeline do UNIX – "B | C"

• Os processos B e C se intercomunicam caso exista comunicação em ambas as direções

– Isto torna os possíveis resultados de B || C muito mais numerosos e

– Força a impor uma severa disciplina nas formas de intercomunicação permitidas, caso se deseje preservar o gerência intelectual dos programas

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Primitivas de Concorrência (1)

Conjunto de operações de baixo nível que afeta a concorrência através de sua criação, controle e destruição

• Fundamental para entender as construções de alto nível das linguagens de programação concorrente

Tipos de processos (1)

• Processos convencionais – havyweight: é a execução de um programa para o qual o sistema operacional prover um espaço de endereçamento, a alocação de memória principal e também o compartilhamento da CPU e de outros recursos

– Sobrecarga substancial para criação de processos e também na troca de contexto de um processo para o outro pelo sistema operacional

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Tipos de processos (2)

• Processos thread – lightweight: é um fluxo de controle através de um programa, mas que não possui recursos computacionais independentes

– Uma thread existe dentro de um processo e depende dos recursos do processo

A troca de contexto de thread para thread de um processo pode ser implementada de forma simples e eficiente

» Java usa o termo thread

» Ada usa o termo tarefa (task)

• No livro-texto, termo processo será usado com neutralidade, independente de ser havyweight ou lightweight

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Criação e controle de processos (1)

• As operações primitivas relativas processos são as seguintes

– create um processo filho novo e inativo

– load o código de programa a ser executado por um processo

– start a execução de um processo

– suspend a execução de um processo (temporariamente)

– resume a execução de um processo (suspenso)

– permitir que um processo stop ele mesmo ao fim de sua execução

– permitir que seu criador wait por pelo processo para parar

– destroy um processo parado, liberando quaisquer recursos alocado para

ele

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Criação e controle de processos (2)• É sempre conveniente combinar as operações create, load e start

numa única operação, em geral chamada fork e combinar wait e destroy numa única operação chamada join

– fork é sempre definido de modo que o programa do processo filho é uma cópia exata do programa do processo pai

– No sistema operacional UNIX, a operação fork é uma função sem parâmetros que retorna um inteiro

No processo pai este inteiro é a identificação do novo processo filho criado, enquanto no processo filho, este inteiro é zero

• As primitivas são bem gerais, permitindo a criação de quaisquer sistemas de processos concorrentes ativos

– Têm a desvantagem de não revelar com clareza o fluxo do controle do programa, que se desenvolve dinamicamente

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• Exemplo: forking um novo processo no UNIX

– child_id := fork;

if child_id = 0 then

programa filho

else

continua programa pai

– O UNIX não tem operação join. Um processo é destruído

automaticamente quando termina

• Além de operações para criação e terminação de processos, é preciso

operações que permitam uma comunicação e competição pacífica

entre os mesmos

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• Para permitir que as seções críticas de processos competidores sejam

disjuntas no tempo, as operações primitivas acquire(r) e relinquish(r)

são usadas para obter e liberar, respectivamente, o acesso exclusivo

ao recurso r

– Caso r já esteja alocado, acquire(r) bloqueia o processo que a executou

– Quando relinquish(r) é executado pelo processo que no momento detém

o recurso r, r se torna livre para ser realocado e os processos que estão

esperando por r são reescalonados

Um desses processos pega r exclusivamente, completando sua operação

acquire(r)

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Criação e controle de processos (5)• Um par de operações similares suportam a comunicação entre

processos:

– Um processo transmissor chama a operação transmit(c), que envia uma mensagem notificando a ocorrência de um condição c

c pode ser, por exemplo, "operação de E/S terminada" ou "CPU 2 foi reiniciada"

– O processo receptor chama a operação receive(c), que o bloqueia até que a condição c ocorra

– A operação transmit pode se comunicar com um processo receptor específico ou ser na forma de difusão (broadcast), tornando a transmissão disponível a qualquer receptor interesado

– Caso não haja um receptor apto no momento da transmissão, ela pode se perder ou pode ser armazenada – o projeto das primitivas determina o tipo de comportamento

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Interrupções– Uma interrupção é, na prática, uma chamada de procedimento invisível

inserido aleatoriamente em algum ponto do programa!

• Usadas em operações de entrada e saída, para indicar que uma operação autônoma de E/S terminou

• Se o dispositivo de E/S for visto como um processo externo, a interrupção pode tratada como um mecanismo para comunicação entre processos

– Estendendo este conceito, pode-se permitir que um processo (interno) interrompa outro – comando kill no UNIX

• Trocas de contextos, em geral, são implementadas com interrupções

– Combina níveis de prioridade e possibilidade de inabilitação de interrupções

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Algoritmos spin locks e espera-livre (1)

• Um spin lock é um loop de espera ocupada no qual um processo espera

para acessar (exclusivamente) um recurso compartilhado através de

repetidos testes num flag que indica se o recurso está livre

• A primeira pessoa a conseguir este feito (um algoritmo que

implementasse exclusão mútua) foi o matemático Dekker em 1968 num

trabalho apresentado por E. Dijkstra

– O trabalho apresenta uma série de tentativas incorretas de implementação,

que ilustram as dificuldades encontradas pelo programador para lidar com

acesso exclusivo a variáveis compartilhadas

– Assume a serialização justa nas operações de acesso à memória realizadas

concorrentemente pela CPU/interface de memória

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• Série de tentativas que culminaram no algoritmo de Dekker (1)

– Assume-se a existência de dois processos 1 e 2, cada um executando um

programa com a seguinte forma (self sendo 1 ou 2)

– repeat

código não crítico para processo self;

acquire(r);

seção crítica para processo self;

relinquish(r);

exit when processo self estiver finalizado;

until processo self ser terminado

com um padrão cíclico de acesso ao recurso protegido r

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– A primeira é usar uma variável turn, inicializada com 1 ou 2, que indica quais dos dois processos tem permissão para entrar na sua seção crítica. Cada processo self implementa as primitivas de exclusão como segue

– acquire(r): while turn = other loop null; end loop;

relinquish(r): turn := other

– Isto certamente garante que apenas um dos processos entre por vez na sua seção crítica. Entretanto, é uma solução é muito rígida uma vez que impõe uma ordem alternada de entrada dos processos na seção crítica

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• Série de tentativas que culminaram no algoritmo de Dekker (3)– Uma segunda tentativa usa um array claimed, com um valor booleano para cada

processo, indicando se este processo reclamou o direito de entrar na sua seção crítica. Ambos os componentes de claimed são inicializados com false

– acquire(r): while claimed(other) loop null; end loop; claimed(self) := true

relinquish(r): claimed(self) := false

– O algoritmo falha se o processo 1 (digamos) está num ponto após ter encontrado claimed[other] = false e antes de fazer claimed[self] = true. Neste momento específico abre-se uma brecha para que o processo 2 entre no seu loop e descubra que claimed[self] ainda é = false. No caso, ambos os processos fariam claimed[self] igual true e poderiam entrar nas suas seções críticas concorrentemente. Logo, a exclusão mútua não está garantida

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– Uma maneira de consertar tal problema seria modificar a operação acquire(r) como segue

– acquire(r): claimed(self) := true; while claimed(other) loop null; end loop;

– Mas, nesta situação, um problema surge caso o processo 1 (digamos) esteja num ponto após fazer claimed[self] = true e antes de entrar no loop. Isso permite que o processo 2 faça o mesmo, ficando ambos os processos reclamando uso do recurso compartilhado indefinidamente e nunca mais conseguirão entrar na sua seção crítica

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Algoritmos spin locks e espera-livre (6)• Série de tentativas que culminaram no algoritmo de Dekker (5)

– Corrige-se essa falha permitindo que cada processo retire sua reclamação temporariamente durante o loop, dando a oportunidade ao outro processo para prosseguir

– acquire(r): claimed(self) := true; while claimed(other) loop claimed(self) := false; while claimed(other) loop null; end loop; claimed(self) := true end

– Esta solução funciona com sucesso na maior parte das situações, mas tem um falha fatal. Caso os dois processos executem exatamente a uma mesma velocidade e em perfeita fase, pode acontecer que nenhum dos processos descubra que o outro está oferecendo uma chance para ele continuar. Esta solução falha porque é dependente de velocidade

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Algoritmos spin locks e espera-livre (7)• Algoritmo de Dekker para exclusão mútua

– Combina as melhores características das tentativas anteriores. Usa as variáveis turn e claimed, como inicializadas anteriormente, do seguinte modo

– acquire(r): claimed(self) := true; while claimed[other] loop if turn = other then claimed(self) := false; while turn = other loop null; end loop; claimed(self) := true end if; end loop;

relinquish(r):turn := other;claimed(self) := false

– O algoritmo de Dekker é bastante complexo e difícil de generalizar para mais de dois processos preservando a justiça. O algoritmo de Peterson, descoberto em 1981 está livre destes problemas

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Algoritmos spin locks e espera-livre (7)• Algoritmo de Peterson para exclusão mútua

– acquire(r):

claimed(self) := true;

turn := other;

while claimed(other) and (turn = other)

loop null; end loop;

relinquish(r):

claimed(self) := false

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• O código baseado em spin locks pode apresentar problemas

– A otimização de loops pode pré-alocar variáveis em registradores, de tal forma que

a sua atualização num processo não é percebida pelos outros

Pode-se prevenir isto em C, C++ e Java declarando a variável com o modificador

volatile

» Em Java, variáveis long e double declaradas voláteis passam a ser também atômicas, assim como as demais

variáveis de tipos primitivos, porém, não há como garantir a volatilidade dos elementos de um array em Java!

Em Ada, uma variável declarada como atômica é automaticamente volátil, que também

pode ser declarada volátil explicitamente

» pragma volatile(v);

» pragma volatile_componentes(a);

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• Spin locks são onerosos em tempo de CPU

– A sobrecarga à CPU limita o desempenho de um sistema altamente concorrente

– Os algoritmos de espera-livre conseguem reduzir a sobrecarga, mesmo sem aplicar

funções de bloqueio – que fazem um processo suspender a si mesmo

Funções de bloqueio podem provocar uma regressão infinita se chamadas pelo escalonador

do sistema operacional para implementação da exclusão mútua à suas próprias variáveis

Tais algoritmos podem precisar de instruções especiais que permitem a atualização atômica

de mais de uma posição de memória

» A memória cache pode ser um problemas em sistemas multiprocessados!

O algoritmo de Simpson, de 1990, é um desses algoritmos de espera-livre, e não usa

bloqueios ou spin locks

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Eventos (1)

• Um evento representa uma categoria de mudanças de estados, cuja

ocorrência deve ser comunicada para um conjunto de processos

– Implementado pelas operações event-wait(e) e event-signal(e), com e sendo

um valor de um tipo abstrato de dado

Quando um processo executa event-wait(e), ele fica bloqueado, esperando pela

próxima ocorrência de um evento de categoria e

A operação event-signal(e) faz com que todos os processos que estão bloqueados

por e fiquem prontos para executar novamente

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Eventos (2)

• Exemplo: spin lock com bloqueio

– Implementação de uma versão com bloqueio da operação acquire(r), com cada recurso r associado a um evento r-freed que é sinalizado periodicamente

– Usando o algoritmo de Peterson, tem-se

– acquire(r):claimed(self) := true;turn := other;while claimed[other] and (turn = other) loop

event-wait(r-freed); end loop;

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Eventos (3)

• Considerado como primitivas de comunicação, eventos têm desvantagens

– As operações wait e signal não são comutativas, sendo sujeitas a dependência de

velocidade

– A operação event-signal(e) desperta todos os processos bloqueados no evento e,

de modo que esta implementação de transmit é interpretada como broadcasting

(difusão)

– Eventos não são úteis para exclusão mútua, devendo-se ter um suporte em separado

para isto (como spin locks ou interrupções)

Apesar das desvantagens, o uso de eventos combinados com interrupções proveu a base

original para bem sucedida gerência de processos na família de sistemas operacionais

UNIX

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Semáforos (1)

• Um semáforo é uma variável S do tipo inteiro e um grupo associado de processos

esperando para executar, sobre a qual apenas duas operações atômicas podem ser

realizadas, além de uma operação de incialização

– P(S): if S 1 then

S := S 1

else o processo em execução se coloca no grupo de processos associados a S que

estão

esperando para executar e libera a CPU

end if;

– V(S): if fila de processos de S é não vazia then

remova um processo que está esperando e o coloque disponível para executar

else

S := S + 1

end if;

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Shared Variablevar S: semaphore := 1;

Process i

loop ... P(S); Acessa seção crítica V(S); ...end loop;

Process j

loop ... P(S); Acessa seção crítica V(S); ...end loop;

Semáforos (2)

• Exemplo: implementação de exclusão mútua

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Shared Variablevar X: semaphore := 1; F,E: semaphore := 0,1; buffer: Char;

Process Producervar nextChar: Char;

loop GetChar(nextChar); P(E); P(X); buffer := nextChar; V(X); V(F);end loop;

Process Consumervar nextChar: Char;

loop P(F); P(X); nextChar := buffer; V(X); V(E); PutChar(nextChar);end loop;

Semáforos (3)• Semáforos são comutativos, sendo adequados para implementação de

sincronização – exemplo para o problema produtor/consumidor

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Semáforos (5)

• No exemplo anterior, a sincronização é feita pelos semáforos F e E que indicam se o buffer está cheio ou vazio, respectivamente. Já a exclusão

mútua é realizada com o semáforo X

• Caso vários processos estejam esperando num mesmo semáforo, não está definido qual deles será reativado pela operação V(S)

– Isto permite uma liberdade que o projetista pode usar para incluir um critério de escalonamento mais adequado para sua aplicação. O único requisito é que

este critério seja justo

• Ao contrário de eventos, as operações com semáforos são comutativas, tornando os programas menos suscetíveis a dependência de velocidade induzidas por erros de programação

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Semáforos (6)

• Semáforos, assim como eventos e todas as primitivas de baixo nível, têm

uma séria desvantagem

– A conexão entre um recurso qualquer (ou condição) a uma operação de

semáforo é apenas uma convenção

– O esquecimento da chamada a uma destas primitivas pode ser desastroso

• Uma vantagem é que semáforos podem ser usados para implementar

exclusão mútua e comunicação

• Em algumas arquiteturas, os semáforos são implementados como

instruções de máquina dado ao seu baixo nível de abstração

7-51


Mensagens (1)• Spin Locks, eventos e semáforos não são apropriados para sistemas

distribuídos nos quais os processos executam em rede, sem compartilhamento de memória

– A rede provê um serviço de comunicação que suporta a interação entre processos por meio da troca de mensagens

A troca de mensagens também pode ser usada como a base para interação entre processos num sistema de memória compartilhada

» Tem a desvantagem de possuir uma sobrecarga maior, quando comparado com outras primitivas, como os semáforos

– O envio de mensagens pressupõe um canal que pode levar uma mensagens de um processo para outro

O canal pode ser identificado por uma fila de mensagens (buffer) e dever permitir a

comunicação entre um número arbitrário de transmissores e receptores

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Mensagens (2)– Quando um canal é implícito, suporta apenas a comunicação um-para-um, com o

transmissor devendo saber a identificação do receptor

– Este canal pode suportar a Comunicação em apenas uma direção (simplex)

Comunicação em ambas as direções (duplex)

– As operações primitivas sobre canais incluem:

connect um processo a um canal

disconnect um processo de um canal

send uma mensagem através de um canal

receive uma mensagem de um canal ou espera por sua chegada

test pela existência de uma mensagem de entrada num canal

– Uma mensagem pode ser formada por cópia dos dados do transmissor (mais usados em sistemas distribuídos) ou por uma referência a dados compartilhados (mais usados em

sistemas de memória compartilhada)

7-53


Chamada remota de procedimentos – RPC

• Numa RPC (Remote Procedure Call), o ambiente em tempo de execução

determina o site onde o procedimento chamado está e se comunica

sincronamente com o site para chamá-lo

– Oferece uma abstração para comunicação via mensagens, facilitando a programação

e o entendimento do código

• O site que tem este procedimento pode, quando do recebimento da chamada

remota, criar um processo para executá-la

• Alternativamente, um processo servidor no site pode receber todas as chamadas

remotas e atendê-las

• Esta escolha é feita com base no custo relativo da criação do processo em

relação a comunicação e também pelo grau de concorrência desejado

7-54

Abstrações para controle da concorrência (1)

Objetivam organizar os programas concorrentes assim como

outras abstrações já estudadas organizam os programas

seqüenciais

• Regiões Críticas Condicionais

• Monitores

• Rendezvous

Construções de alto nível que simplificam o desenvolvimento e o

entendimento de programas concorrentes

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Regiões críticas condicionais (1)

• Uma região crítica condicional é um comando composto que provê, tanto

exclusão mútua, quanto comunicação

– A idéia chave é que cada variável a ser compartilhada entre processos seja

declarada como tal

– Pseudo código em Ada

– region v do

C

end region;

v é a variável compartilhada

O subcomando C é a seção crítica relativa à variável v, que só pode ser acessada dentro de uma seção crítica condicional – ou seja – o acesso exclusivo a ela fica assegurado automaticamente

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• Dentro da região crítica condicional, o await command

await E;

bloqueia o processo até que a condição E (que acessa a variável v) resulte

em true

– Enquanto espera bloqueado, o processo libera o uso exclusivo da

variável compartilhada, mas quando retoma a execução, a

exclusividade é assegurada

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Regiões críticas condicionais (3)• Exemplo: implementação de buffer limitado

– type Message_Buffer is shared record size : Integer range 0 .. capacity; front, rear : Integer range 1 .. capacity; items : array (1 .. capacity) of Message; end record;

procedure send_message (item : in Message;

buffer : in out Message_Buffer) is

begin

region buffer do

await buffer.size < capacity;

buffer.size := buffer.size + 1;

buffer.rear := buffer.rear mod

capacity + 1;

buffer.items(buffer.rear) := item;

end region;

end send_message;

procedure receive_message (item : out Message;

buffer : in out Message_Buffer) is

begin

region buffer do

await buffer.size > 0;

buffer.size := buffer.size - 1;

item := buffer.items(buffer.front);

buffer.front := buffer.front mod

capacity + 1;

end region;

end receive_message;

7-58



• Regiões críticas condicionais descrevem as interações entre os processos com

bastante clareza e simplicidade

– Exclusão mútua e comunicação sem variáveis auxiliares

– Exclusão mútua garantida em tempo de compilação

– Transmissão de condições é automática e implícita

– Recepção é simples e comuta com a transmissão

• Aumentam a clareza dos programas concorrentes, embora o comando await

E seja bastante custoso, já que é implementado em termos de um loop que

repetidamente testa E

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Monitores (1)

• Um monitor é um tipo de pacote que combina encapsulação com exclusão

mútua e sincronização

– Pascal concorrente (Brinch Hansen, 1977) e Módula (Wirth, 1977)

influenciaram linguagens baseadas em Pascal, que passaram a usar

monitores para estruturar a concorrência

• Os monitores de Módula asseguram a exclusão mútua para as operações de

um tipo abstrato de dados

– Diferente das regiões críticas condicionais, os monitores não suportam sinalização

automática

– Um tipo signal predefinido é fornecido com as operações send e wait

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Monitores (2)

– Cada variável signal declarada é na realidade uma fila de processos esperando

uma permissão para continuar a execução dentro do monitor

– A operação wait bloqueia um processo e coloca-o na fila de processos

correspondente da variável signal

– Enquanto fica esperando pelo signal, o processo libera o uso exclusivo do

monitor

– A operação send desbloqueia o processo na frente da fila de processos

esperando da variável signal correspondente

– Quando retoma a execução da operação, ganha o uso exclusivo do monitor

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Monitores (3)• Exemplo: implementação de buffer limitado em Módula

– INTERFACE MODULE BufferMonitor;

DEFINE sendMessage, receiveMessage; (* public *)

TYPE MessageBuffer =

RECORD

size : 0.. capacity;

front, rear : 1 .. capacity;

items : ARRAY 1 .. capacity OF Message

END;

VAR buffer : MessageBuffer; nonfull, nonempty : signal;

PROCEDURE sendMessage (item : Message);

BEGIN

IF buffer.size = capacity THEN

wait(nonfull);

buffer.size := buffer.size + 1;

buffer.rear := buffer.rear MOD

capacity + 1;

buffer.items[buffer.rear] := item;

send(nonempty)

END;

PROCEDURE receive Message(VAR item : Message);

BEGIN

IF buffer.size = 0 THEN

wait(nonempty);

buffer.size := buffer.size - 1;

item := buffer.items[buffer.front];

buffer.front := buffer.front MOD

capacity + 1;

send(nonfull)

END;

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Monitores (4)

• Como semáforos e eventos, o signal de monitores é associado a condições

apenas por uma convenção que deve ser respeitada na lógica do monitor

– Mais eficiente que await, embora menos simples e legível, exigindo mais

trabalho para o programador e mais oportunidades de erros

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Rendezvous – encontro – (1)

• Baseia-se na interação entre processos apenas através de comunicação

síncrona não bufferizada – o rendezvous

– Cada processo executa um comando indicando o desejo de se comunicar com o

outro

– Cada processo fica bloqueado até que o outro alcance o ponto de rendezvous

– Quando ambos estão prontos, uma mensagem é copiada de emissor para o

receptor, então, ambos são desbloqueados e continuam sua execução

independentemente

– Baseia-se na notação CSP (Communicating Sequential Processes),

desenvolvida por Hoare (1978)

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Rendezvous (2)

7-1 10 Concorrência Por que concorrência?. Programas e processos. Problemas com a concorrência....

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