Prozessverwaltung. Ein Prozess ist das zentrale Konzept in jedem Betriebssystem.

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1 Prozessverwaltung Ein Prozess ist das zentrale Konzept in jedem Betriebssystem. Wir machen die Annahme, dass jeder Prozess ein Thread innerhalb des Betriebssystems zugeordnet bekommt.

2 Prozesse Parameter von Funktionen, return-adressen und lokale Variablen werden hier gespeichert. Prozess im Speicher Prozessabbild Stapel Daten, die dynamisch erzeugt werden, während der Programmausführung "Block started by symbol" Statische Datenstrukturen, die am Anfang der Programmausführung erzeugt werden. BSS Daten Programm Um einen Prozesswechsel zu ermöglichen, beinhaltet ein Prozess neben dem Programm zusätzliche Information.

3 Prozesse Für die Prozesssteuerung verwendet das Betriebssystem eine Prozesstabelle. Dort befindet sich ein Eintrag pro Prozess. Dieser Eintrag wird oft Prozesskontrollblock genannt. Prozess im Speicher Prozessabbild Stapel PCB Process Control Block Der Prozesskontrollblock stellt die wichtigste Datenstruktur des Betriebssystems dar. BSS Daten Programm

4 Prozesstabelle Eine Prozesstabelle enthält einen Eintrag pro Prozess. Jeder Eintrag enthält aktuelle Informationen über den Zustand der Prozesse. Beispiel: Prozesskontrollblock (PCB) Prozess ID (PID) Prozesszustand Befehlszähler CPU Register CPU Scheduling-Information Prozessverwaltungsinformation Speicherverwaltungsinformation Eingabe/Ausgabe Statusinformation

5 Prozesskontrollblock PCB Process Control Block Prozesszustand Befehlszähler CPU-Register Ablaufplanung Information Information über Speicherverwaltung Ressourcennutzung I/O Status Information aktiv, bereit, wartend, blockiert usw. Adresse des nächsten abzurufenden Befehls Programmstatuswort, Stapelzeiger, Indexregister, allgemeine Register, usw. Prozesspriorität, Wartezeit, Ereignisse, auf die der Prozess wartet, usw. Speichergrenzen, Seitentabellen der Segmenttabellen, usw. Benutzte CPU-Zeit, Startzeit des Prozesses, CPU-Zeit der Kindprozesse, usw. I/O Geräte-Reservierung, Arbeitsverzeichnis, Geöffnete Dateien, Benutzer-ID, usw.

6 Allgemeine Struktur der Betriebssystemtabellen Prozesstabelle PCB 1 Prozess 1 Prozessabbild Betriebssystemtabellen Prozesse Speicher I/O-Geräte Dateien PCB 2 PCB 3. PCB n Speichertabellen Prozess 2. Prozess n Gerätetabellen Dateitabellen

7 Prozesstabelle PCB 1 PCB 2 PCB 3. PCB n Prozessabbild Prozess 1 Prozess 2. Prozess n Prozessabbild Stapel Heap Daten Programm

8 PCB in Linux Gundlegende Struktur ist: task_struct Diese Struktur beinhaltet alles, was an Information zu einem Linux-Prozess gehört. Beispiel: Prozesszustand Information für den Scheduler Information für die Speicherverwaltung Liste der geöffneten Dateien Zeiger auf den Vater-Prozess Zeiger auf alle Kind-Prozesse

9 Prozessverwaltung in Linux In dem Linux-Kernel werden Prozesse mit Hilfe einer doppelt verketteten Liste von task_struct-strukturen verwaltet. Prozess in Ausführung current struct tast_struct Prozessinformation struct tast_struct Prozessinformation struct tast_struct Prozessinformation

10 Prozessverwaltung in Linux Einige Komponenten der task_struct-struktur sind: pid_t pid; long state; unsigned int time_slice; task_struct *parent; struct list_head children; struct files_struct *files; struct mm_struct *mm; // usw. // Prozess-ID // Prozesszustand // Scheduling-Information // Zeiger auf den Vater-Prozess // Liste der Kind-Prozesse // Liste der offenen Dateien // Adressraum des Prozesses

11 Scheduler Der Scheduler regelt die zeitliche Abfolge der Verarbeitung von Tasks oder Prozessen. Der Scheduler ist ein besonders wichtiger Programmteil jedes Betriebssystems. Da die Verwaltung von Prozessen besonders zeitkritisch ist, werden Scheduler in Assembler programmiert. Prozesse P 1 P 2 P 3 P n... Scheduler

12 Prozess P 1 Scheduler Time-Interrupt oder Systemaufruf Prozess P 2 speichert Zustand von P 1 in PCB 1 lädt Zustand von P 2 aus PCB 2 Die Ausführung von Prozess P 2 wird fortgesetzt speichert Zustand von P 2 in PCB 2 Die Ausführung von Prozess P 1 wird fortgesetzt lädt Zustand von P 1 aus PCB 1

13 Prozesswarteschlangen Die Prozesse wechseln zwischen verschiedenen Warteschlangen Prozesskontrollblock Aktiv head PCB 5 Bereit head tail Blockiert head tail PCB 1 PCB 3 PCB 6 PCB 2 I/O Warteschlange PCB 4 PCB 7 PCB 8

14 Prozessverwaltungsdiagramm Neue Prozesse P b3 P b2 P b1 CPU Ein-/Ausgabe P io1 P io2 P io3 P io4 Zeit abgelaufen Kindprozess fork() Ereignis kommt Wartet auf ein Ereignis

15 Lebenszyklus eines Prozesses Ein Prozess kann in Bezug auf seine aktuelle Aktivität verschiedene Zustände annehmen. Ein neuer Prozess wird erzeugt angenommen Der Scheduler wählt diesen Prozess beendet BEENDET RECHENBEREIT Der Scheduler wählt einen anderen Prozess RECHNEND Eingabe oder Ausgabe vorhanden BOCKIERT blockiert z.b. wegen Eingabe oder Ausgabe

16 Lebenszyklus eines Prozesses in Pintos Ein neuer Prozess wird erzeugt angenommen Der Scheduler wählt diesen Prozess beendet THREAD_DYING THREAD_READY Der Scheduler wählt einen anderen Prozess THREAD_RUNNING THREAD_BLOCKED

17 Interprozesskommunikation (IPC) Prozesse müssen oft kommunizieren und das Betriebssystem verwendet gemeinsame Datenstrukturen, um das zu gewährleisten. Interprozess-Kommunikation Kommunikation über Messages-Passing Kommunikation über Pipes Sender 1 Sender 2 Sender 3 Warteschlange Schreibender Prozess Daten Lesender Prozess Empfänger

18 Kooperationsmodelle Nachrichtenverkehr Message passing Gemeinsame Speicher Shared memory P A message passing P A share memory P B message passing P B Kernel message passing Kernel

19 Nebenläufigkeit Die ersten Konzepte sind mindestens seit 1960 durch die Programmierung von Betriebssystemen entstanden. Heute wird Nebenläufigkeit praktisch überall eingesetzt und nicht nur auf Betriebssystem-Ebene. Viele moderne Anwendungen sind multithreaded. GUIs Browser Textverarbeitungsprogramme Multimedia-Anwendungen Server Datenbanken Client-Server-Anwendungen Java RMI (Remote Method Invocation) Systeme Moderne Betriebssystem-Kernel

20 Warum Threads auf Anwendungsebene? Vorteile: Probleme: - Besonderes geeignet für interaktive Systeme (GUIs.) - schnellere Antwortzeit - gemeinsamer Adressraum - effizienter Kontextwechsel - in Multiprozessorsystemen kann echte Parallelität erreicht werden Synchronisationsprobleme müssen von Softwareentwicklern gelöst werden. Der Benutzer muss darauf achten, dass der gemeinsame Adressraum und die Anwendung von Ressourcen fehlerfrei laufen.

21 Kritische Abschnitte Eines der wichtigsten Ziele bei der Entwicklung von Betriebssystemen ist es, geeignete und effiziente Synchronisationsmechanismen anzubieten, um den wechselseitigen Ausschluss zu garantieren. Das Vermeiden von kritischen Abschnitten reicht allein nicht aus, um eine effiziente Ausführung von parallelen Prozessen zu garantieren. Prof. Dr. Margarita Esponda

22 Was ist eine gute Lösung? Kritische Abschnitte Keine zwei Prozesse/Threads dürfen in ihren kritischen Regionen sein. Es dürfen keine Annahmen über die Geschwindigkeit und Anzahl der CPUs gemacht werden. Kein Prozess/Thread, der außerhalb seines kritischen Abschnitts läuft, darf anderen Prozessen den Eintritt zum kritischen Abschnitt blockieren. Kein Prozess darf ewig auf seinen kritischen Abschnitt warten. Die Lösung soll auch bei Mehrprozessorsystemen funktionieren. Prof. Dr. Margarita Esponda

23 Lösungen für die Synchronisationsprobleme Kritische Abschnitte sind die Teile des Programms, in denen auf gemeinsam benutzte Speicherbereiche bzw. Ressourcen zugegriffen werden kann. Verschiedene Lösungsansätze sind: 1. Unterbrechungen ausschalten 2. Variablen Sperre 3. Strikter Wechsel 4. Petersons Lösung 5. Die TSL- Anweisung 6. Semaphoren 7. Monitorkonzept

24 1. Unterbrechungen ausschalten disable_interrupts(); kritischer_abschnitt(); enable_interrupts(); Die Ausschaltung von Unterbrechungen ist ein Privileg des Betriebssystems. Nicht geeignet als Ausschlussmechanismus für Benutzerprozesse.

25 1. Unterbrechungen ausschalten Eingesetzt wird in Einprozessor- und Mehrprozessor-Systeme - Nonpreemptive Kernels - Preemptive Kernels Linux Version < 2.6 ab Linux 2.6, Windows NT, BSD, usw. - Einfache Lösung in Einprozessorsysteme. - verwendet in Kernel-Funktionen - und Interrupt-Handlers - Komplexer in Mehrprozessorsystem. - Effizienzprobleme (Interrupt-Mask) - TestAndTest- und Swap-Befehle

26 4. Petersons Lösung für zwei Prozesse public class PetersonThread extends Thread { static int turn = 0; static boolean[] ready = { false, false }; int id, other; public PetersonThread( int id ){ this.id = id; this.other = 1-id; } } public void run() { while(true){ ready[id] = true; turn = other; while( ready[other] && turn==other ); critical_region(); ready[id]=false; noncritical_region(); } }

27 1. TSL-Anweisung Hardware-Unterstützung Insbesondere Mehrprozessorrechner haben TSL- Anweisungen. TSL RX, LOCK Test and Set Lock Wenn die CPU eine TSL-Anweisung im Speicher ausführt, wird der Speicherbus gesperrt, bis er fertig ist.

28 1. TSL-Anweisung Um TSL-Anweisungen zu verwenden, brauchen wir eine gemeinsame Variable LOCK Einfache Lösung für zwei Prozesse mit aktivem Warten enter_region: TSL RX, LOCK CMP RX, #0 JNE enter_region RET leave_region: MOVE LOCK, #0 RET kopiere und sperre mit 1 war LOCK gleich 0? wenn nicht, dann war es gesperrt kritische Region wurde betreten schreibe 0 in LOCK

29 TestAndSet-Befehl Das gleiche in C ausgedrückt. void TestAndSet( boolean *target ){ boolean svar = *target; *target = TRUE; return svar; } do { while (TestAndSet(&lock)); // kritische Region lock = FALSE; // nicht kritische Region } while (TRUE);

30 1. XCHG-Anweisung XCHG-Anweisung für einfache Synchronisation zwischen zwei Prozessen mit aktivem Warten. enter_region: MOVE RX, #1 XCHG RX, LOCK CMP RX, #0 JNE enter_region RET leave_region: MOVE LOCK, #0 RET speichere eine 1 im Register vertausche RX und LOCK war LOCK gleich 0? wenn nicht 0, in Schleife gehen kritische Region wird betreten schreibe 0 in LOCK

31 Swap-Befehl Das gleiche in C ausgedrückt. void Swap( boolean *a, boolean *b ) { boolean temp= *a; *a = *b; *b= temp; } do { key = TRUE; while ( key == TRUE ) Swap (&lock, &key); // kritische Region lock= FALSE; // nicht kritische Region } while (TRUE); Das ewige Warten wird hier nicht gelöst.

32 Hier werden alle Anforderungen für eine gute Lösung des kritischen Abschnitts für n Prozesse erfüllt. Datenstrukturen boolean waiting[n] = {FALSE}; boolean lock = FALSE; do { waiting[i]= TRUE; key == TRUE; while ( waiting[i] && key ) key = TestAndSet(&lock); waiting[i] = FALSE; // kritische Region j = (i+1)%n; while ( j!= i &&!waiting[j] ) j = (j+1)%n; if ( j== i ) lock = FALSE; else } while (TRUE); waiting[j]= FALSE; // nicht kritische Region

33 Peterson + TSL-Anweisung Der Peterson-Algorithmus und die TSL-Lösung haben den Nachteil, dass aktives Warten erforderlich ist. Probleme 1. CPU-Zeit Verschwendung 2. Prioritätsumkehrproblem Prioritätsumkehrproblem Obwohl P 0 eine höhere Priorität als P 1 hat, muss er immer länger als P 1 warten, um in seinen kritischen Abschnitt eintreten zu können.

34 Schlafen und Aufwecken Zwei oder mehr Prozesse können mit Hilfe einfacher Signale miteinander kooperieren. Ein Prozess kann an einer bestimmten Stelle anhalten und warten, bis er ein bestimmtes Signal erhält. Schlafen gehen, anstatt CPU-Zeit zu verschwenden. Aber ein schlafender Prozess kann sich selber nicht aufwecken. D.h. er braucht einen entsprechenden Partner, der ihn wieder aufweckt. Mechanismen Semaphore Monitore

35 Prioritäts-Invertierung Priority inversion Aktiv Task-Low Resource R Task-High

36 Prioritäts-Invertierung Priority inversion Aktiv Wait Task-Low Resource R Task-High Task-Middle

37 Prioritäts-Invertierung Priority inversion Wait Wait Task-Low Resource R Task-High Aktiv Task-Middle Task-Middle

38 Prioritäts-Invertierung Priority inversion Fertig Wait Wait Task-Low Resource R Task-High Task-Middle Aktiv Task-Middle

39 Prioritäts-Invertierung Priority inversion Fertig Wait Wait Task-Low Resource R Task-High Task-Middle Task-Middle

40 Prioritäts-Invertierung Priority inversion Fertig Aktiv Wait Task-Low Resource R Task-High Task-Middle Task-Middle

41 Prioritäts-Invertierung Priority inversion Fertig Resource R Wait Task-High Task-Middle Task-Middle Task-Low

42 Prioritäts-Invertierung Priority inversion Fertig Resource R Aktiv Task-High Task-Middle Task-Middle Task-Low

43 Prioritäts-Invertierung Priority inversion Fertig Resource R Task-Middle Task-Middle Task-Low Task-High kommt am Ende dran oder verhungert. Task-High

44 Vererbung von Prioritäten T 1 startet hier und hat die höchste Priorität (p 1 ) lock R fails lock(r) unlock(r) T 1 T 2 startet T 1 blockiert T 2 und T 1 T 2 lock(r) unlock(r) T 2 blockiert T 1 T 3 T 3 bekommt die Priorität p 1 T 3 blockiert T 2

45 Das Erzeuger-Verbraucher-Problem mit Semaphoren Beispiel aus dem Buch von Ehses, Köhler, Riemer, Stenzel und Victor: Die Mensa wäre kostengünstiger, wenn jeder Student seinen Teller spült. Es gibt nur so viele Teller wie es Sitzplätze in der Mensa gibt. Verlässt ein Student die Mensa, stellt er seinen gespülten Teller in den Stapel zurück. Alarm Wartezimmer

46 Semaphoren Semaphoren sind eine der wichtigsten Datenstrukturen, die für die Synchronisation von Prozessen in fast allen Betriebssystemen zur Verfügung gestellt werden. Semaphoren als eine Lösung für Prozesssynchronisation wurde von Edsger W. Dijkstra 1965 konzipiert. Semaphoren haben folgende Komponenten: - ein Zähler - eine acquire-operation - eine release-operation

47 Semaphoren Der Inhalt der Semaphoren wird nur mit Hilfe der Operationen acquire und release verändert. Andere Namen: P(S) = Down(S) = Wait(S) V(S) = Up(S) = Signal(S) Die aquire- und release-operationen sind atomare Operationen, die einen Thread eventuell wecken oder zum Schlafen schicken.

48 Semaphore (Definition) Implementierungsbeispiel in C... typedef struct { int count; ThreadQueue queue; } Semaphore; void sem_acquire ( Semaphore *sem ) { sem->count--; if (sem->count < 0) { // diesen Thread in sem->queue ablegen sleep(); } } void sem_release ( Semaphore *sem ) { sem->count++; if (sem->count <= 0) { // ein Thread t aus sem->queue entfernen wakeup( t ); } }... - Ein Semaphor kann auf einen nichtnegativen Wert initialisiert werden. - Wenn eine Operation eines Semaphors begonnen wurde, kann kein anderer Prozess auf das Semaphor zugreifen (atomare Aktionen). diesen Thread blockieren. Thread t in Liste bereiter Threads ablegen.

49 Binäres Semaphore (Definition)... typedef struct { bool value; ThreadQueue queue; } Mutex; void mutex_acquire ( Mutex *bin_sem ) { if ( bin_sem->value == true ) bin_sem->value = false; else { diesen Thread in bin_sem->queue ablegen sleep(); } } void mutex_release ( Mutex *sem ) { if ( empty( bin_sem->queue ) { bin_sem->value = true; else { ein Thread t aus bin_sem->queue entfernen wakeup( t ); } }...

50 Semaphore import Machine.*; public class Semaphore { private int value; private ThreadQueue waitqueue = Kernel.initThreadQueue(false); public Semaphore( int initvalue ) { value = initvalue; } }} public void acquire() { boolean initstatus = Machine.interrupt().disable(); if (value == 0) { waitqueue.enqueue( KThread.currentThread() ); KThread.sleep(); } else { value--; } Machine.interrupt().restore( initstatus ); } public void release() { boolean initstatus = Machine.interrupt().disable(); KThread thread = waitqueue.dequeue(); if ( thread!= null ) { thread.ready(); } else { value++; } Machine.interrupt().restore( initstatus );

51 Mutex mutex_lock: TSL REGISTER, MUTEX kopiere MUTEX in REGISTER, setze MUTEX = 1 CMP REGISTER, #0 war mutex 0? JZE ok wenn 0, war Mutex nicht gesperrt, Rücksprung CALL thread_yield Mutex belegt: führe anderen Thread aus JMP mutex_lock versuche es wieder ok: RET Rücksprung; kritische Region wurde betreten mutex_unlock: MOVE MUTEX, #0 RET speichere eine 0 in Mutex Rücksprung Quelle: Tanenbaum

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