Grundlagen der Programmierung 1 - Teil 3. synchronisation. 500 einzahlen 100 abheben. B := read(a) B := B + 500

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1 Modul: Programmierung (B-PRG) Grundlagen der Programmierung 1 Teil 3 Prozess-synchronisation synchronisation Prof. Dr. R. Brause Adaptive Systemarchitektur Institut für Informatik Fachbereich Informatik und Mathematik (12) Race conditions Beispiel: Kontoführung Paralleler Zugriff auf globale Variable Parallele Prozesse von vielen Benutzern arbeiten gleichzeitig auf den Daten. Falls gleichzeitig zwei Benutzer auf das gleiche Konto einzahlen möchten, so kann es sein, dass der Kontostand hinterher nicht stimmt. Ein solcher Fehler wird von keinem Kunden toleriert! 15:00 Uhr Konto A= einzahlen 100 abheben B := read(a) 15:01 C := read(a) B := B :02 C := C -100 B write(a) 15:03 15:04 C write(a) Konto A = 200 Eine Fehlbuchung tritt nur auf, wenn Prozess den Prozess überholt ( race condition ) Zeit Folie 2 1

2 Race conditions Beispiel: Warteschlangeneintrag eines PCB Anker B C PointToB PointToC A PointToA PCB(B) PCB(C) PCB(A) Einhängen A Aushängen B (1) Lesen des Ankers: PointToB (1) Lesen des Ankers: PointToB (2) Setzen des NextZeigers:=PointToB (2) Lesen des NextZeigers:PointToC (3) Setzen des Ankers:=PointToA (3) Setzen des Ankers:=PointToC Problem: ( Race conditions : kontextbedingt, nicht-wiederholbare Effekte durch überholende Prozesse) z.b. a) Unterbrechung beim Aushängen von B durch Einhängen von A Prozeß A ist weg! b) Unterbrechung beim Einhängen von A durch Aushängen von B Prozeß B bleibt erhalten! Folie 3 Lösung: Signale und Semaphoren Peterson: Synchronisierung durch Signale (Interesse) Allgemein: Das Semaphor (Signalbarken, Dijkstra 1965) Passieren P(s) waitfor (signal) Aufruf vor krit. Abschnitt, Warten falls besetzt Verlassen V(s) send (signal) Aufruf nach krit. Abschnitt, Aktivieren eines wart. Prozesses Beispiel: paralleles Hochzählen z = 1, 2, 3,... z global Prozeß 1 Prozeß warten P(s) z :=z+1; WriteInteger(z) V(s) freigeben P(s) z :=z+1; WriteInteger(z) V(s) Folie 4 2

3 Implementierung busy wait Software Pseudo-Code initial s=1 def P(s): while s<=0 : Ununterbrechbar! krit. NoOp; Abschnitt s = s-1; Semaphor = Zähler, Problem: def spin locks V(s): können fairness verletzen: Prozesse s = s+1; hoher Prio im spin lock vs. niedr. Prio im krit. Abschnitt Grundlagen der Programmierung Ununterbrechbar 1 - Teil 3! Ununterbrechbar Folie 5 Implementierung Schlafen Software Pseudo-Code Initial: s.value = 1 Datenstruktur def P(s): s.value = s.value-1; if s.value < 0 : einhängen(myid,s.list); sleep; def V(s): if s.value < 0 : PID = aushängen(s.list); wakeup(pid); s.value = s.value +1; class Semaphor : value; list; Problem: Ununterbrechbarer Code nötig! Folie 6 3

4 Lösung: Atomare Aktionen Beispiel: Geldtransaktion Sie überweisen Computerabsturz! Abbuchung 2000 Empfänger-Gutbuchung 2000 Wo ist das Geld? Keine oder erneute Überweisung = Verlust! Forderung: Atomare Aktion Entweder vollständige Transaktion oder gar keine! (bei Abbruch roll back auf vorher definierten Zustand) Folie 7 HW-Implementierung: Atomare Aktionen Interrupts ausschalten (Probleme: timer, power failure, I/O) Atomare Instruktionsfolge z.b. Fetch And Add (fetch and add value) Abfrage der akt. Anzahl def fetchandadd(s, value) : tmp = s; s = tmp + value; return tmp; Test And Set (test and set lock) Abfrage: bin ich erster? def TestAndSet(s) : tmp = s; s = true; return tmp; wird unkritisch nur von einem Prozess zurückgesetzt Folie 8 4

5 Semaphoren: Unix lockf Sperren Dateizugriff P(s) lock file msem_init Semaphorinit. zumspeicherzugriff msem_lock memory Sperren eines Semaphors P(s) msem_unlock Entsperren eines Semaphors V(s) msem_remove Entfernen eines Semaphors semctl semget semop Semaphorkontrolloperationen Prozesse hole Semaphorwert Semaphoroperation Folie 9 Semaphoren: Windows NT Prozesse CreateSemaphore() Erzeugen OpenSemaphore() Initialisieren WaitForSingleObject(Sema,TimeOutVal) P(s) ReleaseSemaphore() V(s) Threads Semaphore = Type CRITICAL_SECTION InitializeCriticalSection(S) EnterCriticalSection(S) LeaveCriticalSection(S) P(s) V(s) Kernprozesse Spin locks: keine Referenzen zu Disk-Speicher, keine traps & syscalls Folie 10 5

6 Semaphoren: Python Class mutex() Methoden test() Datenstruktur mit binärem Semaphor s + Warteschlange Ist s gesetzt? testandset() Setze s atomar. RET: War s ungesetzt? lock(kritab,arg) Setze s und führe KritAb(arg) aus. s gesetzt: KritAb Warteschlange unlock() Setze s zurück. Wenn Warteschlange 0, führe stattdessen ersten KritAb aus und rücke Wartschlange auf. Folie 11 Semaphoren: Java Konstrukt synchronized (<expression>) <statement> Thread wartet, bis <expression> frei ist. Innerhalb eines synchronized-bereichs kann man zusätzlich mit den Methoden wait() auf ein Signal warten, das mit notify() gesendet wird. Folie 12 6

7 Synchronisation von Prozessen Präzedenzgraph A b c B e E d1 C d2 D Implementierung mit Semaphoren PROCESS A: TaskBodyA; V(b); V(c); PROCESS B: P(b); TaskBodyB; V(d1);V(e); PROCESS C: P(c); TaskBodyC; V(d2); PROCESS D: P(d1); P(d2); TaskBodyD; PROCESS E: P(e); TaskBodyE; Globale Variable b, c, d1, d2, e mit 0 initialisieren. Folie 13 Synchronisation von Prozessen Rendez-vous-Konzept (Ada) Warten ohne Pufferung aufeinander Senderprogramm... send(empfänger,msg );... Empfängerprogramm... receive(sender,msg)... Folie 14 7

8 Synchronisation Erzeuger-Verbraucher Naiver Ansatz Initial: used = 0 Erzeuger LOOP produce(item) IF used=n THEN sleep(); putinbuffer(item); used := used+1; IF used=1 THEN wakeup(verbraucher); END LOOP Verbraucher Umschaltung LOOP IF used=0 THEN sleep(); getfrombuffer(item); used := used-1 IF used = N-1 THEN wakeup(erzeuger); consume(item); END LOOP Problem: race condition innerhalb der Flusskontrolle: Bei Umschaltung nach used=0 auf Erzeuger erfolgt wakeup + Pufferfüllung, dann ewiges Schlafen vom Erzeuger und dann auch vom Verbraucher. Folie 15 Synchronisation Erzeuger-Verbraucher Lösung Signal speichern. Aber: unbekannte Prozesszahl...? Semaphore einführen: belegteplätze:=0, freieplätze:=n, mutex:=1 Erzeuger LOOP produce(item) P(freiePlätze); P(mutex); putinbuffer( item); V(mutex); V(belegtePlätze); END LOOP Verbraucher LOOP P(belegtePlätze); P(mutex); getfrombuffer(item); V(mutex); V(freiePlätze); consume(item); END LOOP krit. Abschnittskontrolle + Flusskontrolle durch Semaphore Folie 16 8

9 Prozess- kommunikation Prozeßkommunikation Verbindungsanzahl unicast multicast broadcast jede Art kann jede andere Art ersetzen! Folie 18 9

10 Prozeßkommunikation Verbindungsorientierte Kommunikation openconnection (Adresse) send(message)/ receive(message) closeconnection Feststellen, ob der Empfänger existiert und bereit ist: Aufbau der Verbindung Nachrichtenaustausch; Leeren der Nachrichtenpuffer, Beenden der Verbindung Verbindungslose Kommunikation send (Adresse, Message) / receive(adresse, Message) Folie 19 Prozeßkommunikation: Adressierung Eindeutige Adressierung: Qualifizierter ID mit IP Adresse = Prozeß-ID.RechnerName.Firma.Land Problem: Lösung: z.b hera.rbi.uni-frankfurt.de Prozeß wechselt ID bei Neustart, Aufgabe bleibt logische ID, nicht physische. Beispiel: Drucker Prädikatsadresse: Spezifikationen als Adresse (IF 386-CPU AND Java_installiert AND Drucker) = True: fühle dich angesprochen, sonst nicht. Arbeitsverteilung! Mailbox = Nachrichtenpuffer mit Namen, unabh. vom Prozess Folie 20 10

11 Prozeßkommunikation: Pipes Unix pipe() unidirektionale Kommunikation Programm1 Programm2.. Programm N write() Programm 1 read() Programm 2 Windows NT CreatePipe() Bidirektionale pipes Beliebige Prozesse: named pipes Name den Prozessen vorher bekannt Folie 21 Prozeßkommunikation : Named Pipes Globales Konzept: Named pipe ( Netzwerk/Pfadname ) => LAN-Interprozeß-Kommunikation Unix Named pipe = special device nur IPC auf selbem Rechner, nicht NFS Named pipe = SystemV: STREAM socket pair() / bind() Windows NT CreateNamedPipe() : Objekt im globalen Namensraum, auch NetzPfad IPC = ReadFile() / WriteFile() UNC-Name = \\ComputerName\PIPE\PipeName Lokale pipe: \\.\PIPE\PipeName Kommunikation zu Unix möglich, wenn LAN-Manager für Unix LM/U installiert. Folie 22 11

12 Prozeßkommunikation: Signale Problem: Synchrones Warten blockiert Prozesse Abhilfe: Benachrichtigung durch asynchrone Signale (Software-Interrupts) Aufsetzen der Reaktion auf ein Signal, z.b. in UNIX mit sigaction(isr) Abarbeiten des Hauptprogramms Bei Signaleintritt: Abarbeiten der angegebenen ISR Weiterarbeiten im Hauptprogramm Folie 23 12