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Processos e Threads

Capítulo 2

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Processos e threads

1. Processos2. Threads3. Comunicação inter processos (IPC)4. Problemas clássicos de IPC5. Escalonamento (Scheduling)

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Processos: O modelo de processos

Multiprogramação de 4 programasModelo conceitual de 4 processos sequenciaisindependentesapenas um programa ativo em um dado instante

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Criação de Processos

Principais eventos que causam a criação de processos

1. Inicialização do sistemaExecução de um sistema de criação de processos

2. Solicitação do usuário para a criação de um processo

3. Início de um processamento em lote

3

5

Término de processos

Condições que terminam um processo1. Normal (voluntária)2. Erro (voluntária)3. Erro Fatal (involuntária)4. Morto por outro processo (involuntária)

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Hierarquias de ProcessosPai cria um processo filho, processos filhos podem criar seus próprios processosFormam uma hierarquia– UNIX denomina um “grupo de processos (process

group)Windows não tem o conceito de hierarquia de processos– todos os processos são criados iguais

4

7

Estados de um processos

8

Sete Estados de um Processo

5

9

Estados de um processos

Camada inferior de Sos estruturados à processos – administram interrupções e escalonamento

Acima desta camada estão os processos sequenciais

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Administração de Processos e Recursos

Um SO mantém as seguints tabelas– Memoria– E/S – Arquivos– Processos

6

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Implementação de Processos

Campos de uma entrada em uma tabela de processos

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Imagem do processo (constituentes do processo)

Programa do Usuário (texto) Dados do Usuários Pilha(s)

– para chamadas de procedimentos e passagem de parâmetros

PCB - Process Control Block (contexto de execução)– Dados requeridos (atributos dos processos) pelo SO para

controlar o processo:Informação de identificaçãoInformação de estadoInformação de Controle

7

13

Implementação de Processos

Esquema do que a camada inferior do SO faz quando uma interrupção ocorre

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Imagens de processos na memória virtual

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Threads: O modelo de Treads

(a) 3 processos cada um com uma thread(b) 1 processo com 3 threads

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Threads: O modelo de Treads

Itens compartilhados por todas as threads em um processos Itens privados de cada thread

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Threads: O modelo de Treads

Cada thread tem sua própria pilha

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Thread Usage (1)

Um processador de texto com 3 threads

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Uso de Thread

Um Web server multithreaded

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Threads: O modelo de Treads

(a) thread Dispatcher(b) thread trabalhadora

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21

Threads: O modelo de Treads

Três formas de construir um servidor

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Implementando Threads no espaço do usuário

Um pacote de threads no nível do usuário

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Implementando Threads no Kernel

Um pacote de threads administrada pelo kernel

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Implementações Híbridas

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Ativações do Escalonador (Scheduler)

Objetivo – imitar a funcionalidade das threads do kernel– obter os ganhos de performance das threads do espaço do

usuárioEvita transições desnecessárias de user/kernelO Kernel atribui processadores virtuais para cada processo

– permite ao sistema de runtime alocar threads aos processadoresProblema:

Dependência fundamental no kernel (camada inferior) procedimentos “chamantes” no espaço do usuário (camadas

superiores)

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Pop-Up Threads

Criação de uma nova thread quando uma mensagem chega

– (a) antes da chegada da mensagem– (b) depois da chegada da mensagem

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Transformando um código Single-Threaded em Multithreaded

Conflitos entre as threads em relação ao uso de uma variável global

28

Transformando um código Single-Threaded em Multithreaded

Threads podem ter variáveis globais privadas

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comunicação entre processos Condições de corrida

Dois processos querem ter acesso à memória compartilhada ao mesmos tempo

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Regiões críticasQuatro condições para proporcionar exclusão mútua 1. Dois Processos NÃO podem estar simultaneamente

nas suas regiões críticas 2. Nenhuma suposição pode ser feita em relação à

velocidade e número de CPUs3. Nenhum processo fora de sua região crítica pode bloquear

outro processo4. Nenhum processo deve esperar para sempre para entra em

sua região crítica

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Regiões Críticas

Exclusão Mútua Usando Regiões Críticas

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Esclusão Mútua com Espera Ocupada

17

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Esclusão Mútua com Espera Ocupada

Solução de Peterson

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Esclusão Mútua com Espera Ocupada

Uso da instrução TSL

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Sleep and Wakeup

Produtor Consumidor com uma condição de Corrida Fatal

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Semáforos

Produtor-Consumidor usando Semáforos

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Mutexes

Implementação de mutex_lock e mutex_unlock

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Monitores

20

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MonitorProcessos em espera ficamna fila de entrada ou emuma fila de condiçãoUm processo se coloca emuma fila de condição pelachamada cwait(cn)csignal(cn) traz um processo da fila de condiçãocnConsequentementecsignal(cn) bloqueia o processo e o coloca na filaurgente (a menso quecsignal seja a últimaoperação do monitor)

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Monitores

Produtor Consumidor com monitores– apenas um procedimento do monitor ativo por vez– buffer tem N entradas

21

41

Monitores: Produtor-Consumidor usando Java

42 l Produtor-Consumidor usando Java

22

43

Passagem de Messagens

Produtor Consumidor com N mensagens

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Barreiras

Uso de uma barreira– processos se aproximando de uma barreira– todos os processos exceto um bloqueados em uma barreira– último processo chega, todos podem passar

23

45

Filósofos Jantando

46

Filósofos Jantando: uma não solução

24

47 Solução para o problema do jantar dos filósofos (parte 1)

48 Solução para o problema do jantar dos filósofos (parte 2)

25

49 Uma solução para o problema dos leitores e escritores

50

O problema do Barbeiro Dorminhoco

26

51 Solução para O problema do Barbeiro Dorminhoco

52

Escalonamento: Introdução

Rajadas de uso de CPU alternam-se com períodos de espera por entrada e saída

– um processo limitado por CPU– um processo limitado por E/S

27

53Objetivos dos Algoritmos de Escalonamento

54

Escalonamento com 1 processador

28

55

Escalonamento de CPU

Concentramos no problema de escalar o uso de um único processador entre todos os processos existentes no sistemaObjetivo é atingir:

– Alta utilização do processador– Alto throughput

número de processos completados por unidade de tempo– baixo tempo de resposta

tempo entre a submissão de uma solicitação e o início da resposta

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Classificação das Atividades do Escalonador

Longo prazo: qual processo admitirMédio prazo: qual processo será swap in ou outCurto prazo: qual processo pronto será executado a seguir

29

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Diagrama de fila para escalonamento

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Escalonamento a longo prazo

Determina quais programas são admitidos no sistema para processamentoControla o grau de multiprocessamentoSe mais processos são admitidos:

Menos provável que todos processos estejam bloqueados Melhor uso da COUCada processo tem uma fração menor da CPU

O escalonador de longo prazo pode tentar manter uma mistura de processos limitados por CPU e por E/S

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Escalonamento de médio prazo

Decisões de swap são baseadas na necessidade de administrar multiprogramaçãoFeita por software de administração de memória

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Escalonamento de curto prazo

Determina qual processo será executado a seguir. (também chamada de escalonamento de CPU) É o assunto deste itemO escalonador de curto prazo é chamado de dispatcherÉ invocado quando ocorre um evento que pode levar àescolha de outro processo para execução :

– Interrupção do clock– Interrupção de I/O– Chamadas do sistema operacional e traps– Sinais (signal)

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Critérios de escalonamento a longo prazo

Orientados ao usuário – Tempo de resposta: Tempo entre a submissão de

uma solicitação ao início da resposta– Tempo de Turnaround: Tempo entre a submissão

de uma solicitação ao seu término Orientados ao sistema– Utilização do processador– Justiça– throughput

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Prioridades

Implementadas por filas de “Pronto” múltiplas para representar cada nível de prioridade O Escalonador sempre escolhe um processo de maior prioridade sobre um de menor prioridadeProcessos de menor prioridade podem “passar fome”Permite que um processo mude sua prioridade baseado na sua idade ou história de execução

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Caracterização de políticas de escalonamento

A função de seleção: determina qual processo na fila de pronto será selecionado para a próxima execução O modo de decisão: especifica o instante no tempo no qual a função de seleção é utilizada – Não preemptivo

Uma vez que um processo esteja executando, ele continuaráaté que termine ou bloqueie (a si próprio) para IO

– PreemptivoProcesso em execução pode ser interrompido e movido para o estado Pronto pelo SO Permite melhor serviço pois nenhum processo pode monopolizar o processador por muito tempo

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O ciclo CPU-I/O

Observamos que os processos requerem o uso do processador e I/O de uma maneira repetitiva Cada ciclo consiste de uma rajada de CPU (burst) (freqüentemente de 5 ms) seguido por uma rajada de I/O (normalmente mais longa) Um processo termina em uma rajada de CPUProcessos limitados por CPU têm rajadas de CPU mais longas que processos limitados por I/O

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Exemplos de execução para discutir políticas de escalonamento

ProcessArrivalTime

ServiceTime

1

2

3

4

5

0

2

4

6

8

3

6

4

5

2

•Tempo de Serviço = tempo total de processadorrequerido em um ciclo (CPU-I/O)

•Jobs com tempo de serviço longo são limitados por CPUe são ditos “tarefas longas” (“long jobs”)

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Primeiro a chegar primeiro a ser servido (First Come First Served (FCFS))

Função de seleção: o processo que está esperando a mais tempo na fila de Pronto (daí, FCFS)Modo de decisão: não preemptivo

– um processo executa até que se bloqueie

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Desvantagens do FCFS

Um processo que não faça I/O irá monopolizar o processador Favorece processos limitados por CPU – processos limitado por I/O tem que esperar até que os

limitados por CPU terminem – Podem ter que esperar até mesmo quando o seu I/O foi

completado (mal uso de dispositivos) – pode-se manter os dispositivos de I/O mais ocupados

dando mais prioridade aos processos limitados por I/O

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Função de seleção : o processo que está esperando a mais tempo na fila de ProntoModo de decisão preemptivo– um processo executa até que sua fatia de tempo expire

(quantum, tipicamente entre 10 e 100 ms)– então, uma interrupção de relógio (clock) ocorre e o processo

em execução é colocado na fila de pronto

Round-Robin

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Quantum de tempo para Round Robin

Deve ser substancialmente maior que o tempo requerido para administrar a interrupção de relógio e escalonamento deve ser maior que a interação típica (mas não muito maior para evitar penalizar processos limitados por I/O)

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Round Robin: críticaFavorece processos limitados por CPU

– Um processo limitado por I/O usa a CPU por um tempo menor que seu quantum e então é bloqueado esperando por I/O

– Um processo limitado por CPU executa por todo seu quantum e é colocado de volta na fila de pronto (consequentemente fica na frente dos processos bloqueados)

Uma solução: Round Robin virtual– Quando um I/O é completado, o processo bloqueado é

colocado em uma fila auxiliar que tem preferência sobre a fila de Pronto principal

– Uma processo escalado a partir da fila auxiliar não roda mais que o quantum básico menos o tempo gasto rodando desde que foi selecionado da fila Pronto

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Fila para Round Robin Virtual

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Menor Processo Próximo (Shortest Process Next (SPN) ou Shortest Job First)

Função de seleção: o processo com a menor rajada de CPU esperada Modo de Decisão: não preemptivoprocessos limitados por I/O serão selecionados primeiro Sempre produz tempo de resposta médio mínimo

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Menor Processo Próximo

– Turnaround: 8, 12, 16 e 20 Média: 14– Turnaround: 4, 8, 12 e 10 Média: 11

Geral: (4a+3b+2c+d)/4 (a,b,c,d término do proc)Seria bom se fosse usado para processos interativos tambémPrecisamos estimar o tempo de processamento requerido para cada processo (rajada de CPU)aT0 + (1-a)T1, a escolhido

A B DC8 4 4 4

B C AD4 4 4 8

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Estimando a rajada de CPU requerida

Seja T[i] o tempo de execução para a i-ésima instância deste processo: a duração real da i-ésima rajada deste processo Seja S[i] o valor predito para a i-ésima rajada de CPU deste processo. A escolha mais simples é:

– S[n+1] = (1/n) Σ_{i=1 até n} T[i]Para evitar recalcular a soma inteira, podemos rescrever como:

– S[n+1] = (1/n) T[n] + ((n-1)/n) S[n]Porém, esta combinação dá peso igual a cada instânciaNo entanto, instâncias mais recentes são mais prováveis de refletir comportamento futuro

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Estimando a rajada de CPU requerida

Uma técnica comum para isto é usar média exponencial– S[n+1] = α T[n] + (1-α) S[n] ; 0 < α < 1– Mais peso é colocado em instâncias recentes sempre que α

> 1/nExpandindo esta equação vemos que os pesos de instâncias passadas decrescem exponencialmente

– S[n+1] = αT[n] + (1-α)αT[n-1] + ... (1-α){i}αT[n-i] + ... + (1-α){n} S[1]– o valor predito da primeira instância S[1] não é calculado;

normalmente é definido como 0 (zero) para dar prioridade a novos processos

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Coeficientes Decrescentes Exponencialmente

39

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Coeficientes Decrescentes Exponencialmente

Aqui S[1] = 0 para dar alta prioridade a novos processosMédia exponencial acompanha mudanças no comportamento de processos muito mais rapidamente que médias simples

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Menor Processo Próximo : crítica

Possibilidade de “fome” para processos mais longos caso haja um fluxo contínuo de processos curso Falta de preempção não é adequado em um ambiente de tempo compartilhado – Processos limitados por CPU obtém menor prioridade

(como deveriam) mas um processo realizando I/O ainda pode monopolizar a CPU se for o primeiro a entrar no sistema

– Implicitamente incorpora prioridades: processos mais curtos são prioritários

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Escalonamento com Filas Múltiplas (ou multi-nível) com feedback

Escalonamento Preemptivo com prioridades dinâmicasDiversas filas “Pronto” com prioridades decrescentes:

– P(RQ0) > P(RQ1) > ... > P(RQn)Novos processos são colocados em RQ0 Quando atingem o quantum de tempo são colocados em RQ1, se atingem novamente, são colocados em RQ2 ... Atéatingirem RQnProcessos limitados por I/O permanecem em filas de alta prioridade. Processos limitados por CPU irão cairO escalonador escolhe um processo em RQi apenas se RQi-1 até RQ0 estão vaziasConsequentemente, processos longos podem passar fome

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Escalonamento em Filas Múltiplas com feedback

FCFS é usado em cada fila exceto na de menor prioridade onde Round Robin é usado

41

81

Quantum para escalonamento com feedback

Com um quantum fixo, o tempo de turnaround para processos longos pode se estender de forma alarmante Para compensar, podemos aumentar o quantum de acordo com a profundidade da fila

– Ex: quantum de RQi = 2^{i-1}Processos mais longos ainda podem passar fome

– Solução possível: promover a prioridade do processo após certo tempo

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Qual algoritmo é melhor?

Depende da situação!Carga do sistemaSuporte de hw para o dispatcherMétodo de avaliação

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Escalonamento em sistemas em lote

Um exemplo de um escalonamento shortest job first

43

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Escalonamento em sistemas em lote

Escalonamento em 3 Níveis

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Escalonamento em sistemas Interativos

Round Robin– lista de processos prontos (runnable)– lista de processos prontos depois que B usa o seu quantum

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Escalonamento em sistemas Interativos

Um escalonamento com quatro classes de prioridades

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Escalonamento em sistemas de tempo real

Sistema de tempo real escalonávelDados– m eventos periódicos – evento i ocorre dentro do período Pi e requer Ci

segundosEntão, a carga só pode ser administrada se

1

1m

i

i i

CP=

≤∑

45

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Política versus Mecanismo

Separa o que é permitido fazer de como éfeito– um processo saber quais de suas threads filhas

são importantes e precisam de prioridades

Algoritmo de escalonamento parametrizado – mecanismo no kernel

Parâmetros fornecidos por processos do usuários– política definida por processos dos usuários

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Escalonamento de Threads

Possível escalonamento para threads no nível do usuário50-msec quantum de processo threads rodam em rajadas de 5 msec/CPU

46

91

Escalonamento de Threads

Possível escalonamento para threads de kernel50-msec quantum de processo threads rodam em rajadas de 5 msec/CPU