Rechnerarchitektur und Betriebssysteme (CS201): Blockierender SVC, Scheduling, Consumer/Producer, kritisch. Abschnitt

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1 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme (CS201): Blockierender SVC, Scheduling, Consumer/Producer, kritisch. Abschnitt 22. Oktober 2013 Prof. Dr. Christian Tschudin Departement Mathematik und Informatik, Universität Basel Repetition und Diskussion Was ist ein Batch (Betriebs-) System? Was sind privilegierte (CPU-) Instruktionen? Was ist ein Supervisory Call? In welchen Zuständen kann ein UNIX-Prozess sein? c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 2/36

2 Betriebssystem-Aufruf User space (unprivilegierter Modus) Kernel space (privilegierter Modus) Trap Library für OS Dienste Trap system call, supervisory call Kann direkt im Programm erfolgen (asm), oft innerhalb einer Library (C-Bindings) zur Verfügung gestellt c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 3/36 Zustände eines (UNIX)-Prozesses new schedule() exit() ready wakeup() (durch einen anderen Prozess) preempt waiting running sleep_on() Blockierender SVC: Zustandswechsel running waiting c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 4/36

3 Blockierender Betriebssystem-Aufruf Annahme: Systemaufruf, um Daten zu lesen, IO-Device nicht bereit. Aufrufender Prozess muss sich selbst suspendieren. Massnahmen des Prozesses: überprüfen, ob Ressource (Resultat) bereit ist, falls nicht: Notiz hinterlassen, dass er daran interessiert, CPU einem anderen Prozess übergeben, oder schlafen, wenn reaktiviert: Ressource nochmals prüfen. In UNIX: Falls eine Ressource (wieder) verfügbar wird, werden ALLE darauf wartenden Prozesse reaktiviert. Alle Prozesse müssen nochmals überprüfen: der erste gewinnt. c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 5/36 Pseudo-Code für das Blockieren im Kernel for(;;) { if (resource_is_ready()) break; request_the_resource(); } sleep_on(resource_condition); /* block */ /* continue and use the resource... */ Siehe Linux Dateien: /usr/src/linux-source-2.x.y/kernel/sched*.c Siehe auch später: Monitor-Konzept c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 6/36

4 Implementierung von sleep on (Linux 2.2.x) sleep_on(struct wait_queue **p, int state) { unsigned long flags; struct wait_queue wait = { current, NULL }; if (!p) return; if (current == task[0]) panic("task[0] trying to sleep"); current->state = state; add_wait_queue(p, &wait); save_flags(flags); sti(); schedule(); remove_wait_queue(p, &wait); restore_flags(flags); } c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 7/36 Implementierung von wake up (Linux 2.2.x) void wake_up(struct wait_queue **q) { struct wait_queue *tmp; struct task_struct *p; if (!q!(tmp = *q)) return; do { if ((p = tmp->task)!= NULL) { if ((p->state == TASK_UNINTERRUPTIBLE) (p->state == TASK_INTERRUPTIBLE)) p->state = TASK_RUNNING; } tmp = tmp->next; } while (tmp!= *q); } c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 8/36

5 Implementierung von schedule (Linux 2.2.x) asmlinkage void schedule(void) { int c; struct task_struct *p, *next; sti(); /*... hier weiterer Code für die Behandlung von UNIX Signalen... */ c = -1; for (next = p = &init_task;;) { if ((p = p->next_task) == &init_task) break; if (p->state == TASK_RUNNING && p->counter > c) c = p->counter, next = p; } /*... Fortsetzung auf nächstem Slide... */ c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 9/36 Implementierung von schedule (Forts.) /*... Fortsetzung von vorherigem Slide... */ if (!c) { for_each_task(p) /* dies ist ein Macro! */ p->counter = (p->counter >> 1) + p->priority; } } switch_to(next); /* und dies versteckt Assembler-Code */ Erläuterungen zu neuen Linux-Versionen sind zu finden unter z.b. /usr/src/linux-source /documentation/scheduler/ c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 10/36

6 Bemerkung zu jüngeren Linux-Versionen Immer mehr Makros, um Portabilität zu erhöhen. Beispiel: sleep on() in Linux void sleep_on(wait_queue_head_t *q) { SLEEP_ON_VAR current->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE; SLEEP_ON_HEAD schedule(); SLEEP_ON_TAIL } Kernel-Lektüre wird schwieriger, viele Indirektionen, sched.c hat in 2.4.x mehr als 100 Zeilen, in mehr als ! c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 11/36 Was ist Scheduling? Gegeben: eine Ressource, viele Anfragen/Reservationen Frage: Service in welcher Reihenfolge anbieten? Ein Scheduling Problem aus dem Alltag: Rotlicht Ressource = (Platz auf der) Kreuzung Wie lange soll eine Richtung grün bekommen? Problem: Finde eine optimale Allokations-Strategie c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 12/36

7 Scheduling Beispiel I: CPU Ressource = CPU in einem Multiuser-System Mehrere Prozesse sind ready, d.h. ausführbar Scheduler muss den nächsten Prozess bestimmen Schlechtes Scheduling: Passwort-Cracking SW erhält einen 5-Sekunden-Slot interaktive User sehen einen eingefrorenen Computer Obwohl: Diese Zuteilung ist effizient (spart 250 Context-Switches) c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 13/36 Preemptive Scheduling Die CPU wird ein time quanta / time slot zugeteilt, Typisch: 1/50 sec, bzw 10ms < quantum < 100ms (auch time sharing system genannt) Das Betriebssystem: unterbricht den Prozess am Ende des Zeit-Quantum (preemption nimmt die CPU weg) alloziert die CPU neu führt einen context switch zu einem ausgewählten Prozess (dispatching) c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 14/36

8 Round Robin Scheduling PCB PCB PCB Kommt ans Ende der Queue nach dem Quantum PCB Kopf der "ready" Queue (erhält CPU) First-in-first-out (FIFO) Warteschlange von ready -Prozessen Der vorderste Prozess (PCB=control block) erhält CPU, rechnet. Nach Zeit-Quantum: Wird ans Ende der run queue gesetzt Eigenschaften: einfach und einleuchtend! Aber: kein sehr reaktives System! 50 interaktive Users, 20ms Quantum bis zu 1 sec Wartezeit c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 15/36 Priorisierte Warteschlangen Wie kann Round Robin flinker gemacht werden? Klassifikation von Prozessen. Interaktive Jobs: kurze CPU-Spitzen, gefolgt von I/O-blockiert I/O limitierte Jobs (IO-bound): Intensives I/O, wenig Berechnung (zb Datei kopieren) CPU-limitierte Jobs (CPU-bound): hauptsächlich CPU, wenig Ein-/Ausgabe 1 Round Robin Queue pro Klasse, Prozesse dynamisch zugeordnet c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 16/36

9 CPU Scheduling in Linux (<= 2.4.x) Das Time Sharing Scheduling (von Linux) beruht(e) auf Krediten Verfahren: Prozess mit dem höchsten Kredit wird ausgewählt, Jedes Quantum kostet einen Kreditpunkt, Re-Evaluation am Ende des Quantum Falls kein ready -Prozess mehr Kredit hat: neue Punkte verteilen credits = credits 2 + priority processes Diese Formel preist mehrere Faktoren ein: Priorität, bisheriges Verhalten, Alterung c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 17/36 Randnotiz zu nice von UNIX Kommando nice erlaubt das Setzen der Priorität: -20 = höchste, 19 = niedrigste Priorität normaler Prozess kann eigene Priorität nur herabsetzen Beispiel: % nice -10 make bzimage In Linux (/usr/src/linux /kernel/sched.c): #define NICE_TO_TICKS(nice) (TICK_SCALE(20-(nice))+1) for_each_task(p) p->counter = (p->counter >> 1) + NICE_TO_TICKS(p->nice); Wörtlich: Kreditwährungseinheit ist ein Zeitquantum c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 18/36

10 O(1)-CPU Scheduling in Linux >= Problem mit vorherigem Ansatz: O(n), dazu kommen noch 100 real-time -Prioritäten, alles in einer run queue verborgen 2 Bit-Arrays, Bit für Priorität erste Tabelle zum Auswählen, Bit löschen zweite Tabelle für neue Priorität Wenn die erste Tabelle leer ist, werden Sie ausgetauscht Siehe: c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 19/36 Scheduling Beispiel II: Disk Ressource = Harddisk eines PCs Mehrere Read-Anforderungen für spezif. Zylinder sind hängig Scheduler bestimmt den nächsten zu lesenden Zylinder Zwei mögliche Abfolgen: Seien Anforderung angefallen für Zyl: 35, 78, 25 und 15, und HD-Kopf stehe auf Zyl 1 First come first serve (FCFS): Elevator : c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 20/36

11 Scheduling Beispiel III: Netzwerk Router Ressource = ausgehende Datenleitung, begrenzte Kapazität Warteschlange einkommender Pakete: in welcher Reihenfolge weitersenden? Verschiedene packet schedulers im Einsatz: first-come-first-serve (FCFS) weighted fair queueing (zb wichtig für Telephonie) Je besser das Scheduling in den einzelnen Knoten, umso gleichmässiger der Verkehrfluss im Netz Netzwerk-Vorlesung CS262 im Frühlingssemester c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 21/36 Andere Scheduler Typen und Algorithmen Batch Job Scheduling FCFS (first come first serve) Real Time Scheduling (mit Zeit-Garantien), z.b. EDF (earliest deadline first) SJF (shortest job first) Lottery scheduling (ökonomische) Abgebot-Nachfrage-Modelle c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 22/36

12 Scheduling durch eine Lotterie Jeder Prozess hat eine Anzahl von Lotterie-Tickets Am Ende jedes Quantum wird eine Lotterie veranstaltet Der Prozess mit dem Siegerticket erhält das nächste Quantum Gute Eigenschaften: (Statistisch) faire CPU-Allokation, entsprechend den Tickets Einfach zu implementieren Nachteil: unvorhersehbare Verzögerungen (z.b. für interaktive Anwendungen) c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 23/36 Zusammenfassung zu Scheduling Scheduling in einem Betriebssystem hat 2 Aspekte: man muss (sehr schnell) Entscheide treffen über die Reihenfolge, in welcher Anfragen bedient werden die Rate, mit welcher eine Ressource alloziert wird (dynamische Neuzuteilung von Prioritäten!) Scheduling ist ein Optimierungsproblem... und stark abhängig vom Kontext. c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 24/36

13 Koordination kooperierender Prozesse Einführung Konfiguration: Prozess A produziert Daten Prozess B konsumiert sie Beispiel: eine UNIX- Pipe wie in ls wc Problem: Der OS-Kernel hat nur beschränkten Pufferplatz A muss bei einem write überprüfen, ob genügend Platz vorhanden ist. Falls nicht, muss A sich blockieren B muss bei einem read überprüfen, ob Daten vorhanden sind. Falls nicht, muss B sich blockieren c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 25/36 Producer/Consumer Code Grundstruktur: /* Producer A: */ /* Consumer B: */ for (;;) { for (;;) { d = new_data(); while (buf.size == MAX) {} while (buf.size == 0) {} buf.data[ buf.in ] = d; d = buf.data[ buf.out ]; buf.in = (buf.in + 1) % MAX; buf.out = (buf.out + 1) % MAX; buf.size = buf.size + 1; buf.size = buf.size - 1; /* process data item d */ } } (Randbemerkung: busy-loop /polling ist unschön) c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 26/36

14 Producer/Consumer II: Nebenläufige Ausführung Falls A und B ihren buf.size Befehl gleichzeitig ausführen, kann buf.size falsche Werte annehmen! Hochsprachenbefehle sind nicht unteilbar (atomic): sie bestehen aus mehrere Assembler-Instruktionen lds r24,buf.size lds r25,(buf.size)+1 adiw r24,1 sts (buf.size)+1,r25 sts buf.size,r24 lds r24,buf.size lds r25,(buf.size)+1 adiw r24,-1 sts (buf.size)+1,r25 sts buf.size,r24 Interrupt kann während der Ausführung des Befehls eintreffen: Teile davon werden im nächsten Quantum abgearbeitet c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 27/36 Producer/Consumer III: Unfall! (Sei buf.size > 0) lds r24,size lds r25,(size)+1 adiw r24,1 ; timer interrupt! -->-->--> wir führen Contextswitch durch lds r24,size lds r25,(size)+1 adiw r24,-1 sts (size)+1,r25 sts size,r24 ; timer interrupt! <--<--<-- wir führen Contextswitch durch sts (size)+1,r25 sts size,r24 buf.size hat zu grossen Wert die Subtraktion ging verloren! c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 28/36

15 Kritischer Abschnitt (Critical Section) Um dieses Problem zu lösen: Einführen einer Critical Section bezieht sich auf eine Ressource im Prod/Cons-Beispiel: Zugriff auf Variable buf.size Innerhalb eines kritischen Abschnitts: Garantie, dass nur 1 Prozess in diesem Abschnitt ist Ziel: Gesamtapplikation verhält sich korrekt, wenn lokale Zugriffskonflikte gelöst sind. c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 29/36 Problemstellung Critical-Section N Prozesse, Wettkampf um Zugang zu gemeinsamen Daten Jeder Prozess hat einen Code-Passage, kritischer Abschnitt genannt, in der auf die gemeinsamen Daten zugegriffen wird. Zugriff soll exklusiv sein. Ansatz: Eingangs- und Ausgangscode schreiben, um Prozess gegebenenfalls aufzuhalten bzw. das Abschnittende anzuzeigen. do { ENTRY_CRITICAL_SECTION critical section EXIT_CRITICAL_SECTION } while (TRUE); c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 30/36

16 Eigenschaften eines kritischen Abschnitts Gegenseitiger Ausschuss Ausschliessen, dass mehr als 1 Prozess gleichzeitig seinen kritischen Abschnitt ausführt. Fortschritt Wenn kein anderer Prozess den kritischen Abschnitt ausführt, wird ein Anwärter (zwar nicht unbedingt sofort, aber) auf jeden Fall seinen kritischen Abschnitt ausführen können. Limitiertes Hintenanstehen Wenn auch andere Prozesse ihren kritischen Abschnitt ausführen wollen, kann ein Anwärter nicht beliebig oft hinten angestellt werden. c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 31/36 Kritischer Abschnitt, Versuch 1 Im folgenden: nur zwei konkurrierende Prozesse P0 und P1 Globale Variable int belegung = 0; (d.h.: belegung == i P i kann krit. Abschnitt ausführen.) do { // Code für Prozess Pi while (belegung!= i) {} critical section belegung = 1 - i; } while (TRUE); Bewertung: Exklusive Ausführung ist OK, aber Fortschritt verletzt (z.b. P1). c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 32/36

17 Kritischer Abschnitt, Versuch 2 Globale Variable int zugang[2] = FALSE, FALSE; (d.h.: zugang[i] == TRUE P i will krit. Abschnitt ausführen.) do { // Code für Prozess Pi zugang[i] = TRUE; while (zugang[1-i] == TRUE) {} critical section zugang[i] = FALSE; } while (TRUE); Exklusive Ausführung ist OK, Fortschritt weiterhin verletzt (falls beide den Zugang gleichzeitig reservieren). c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 33/36 Kritischer Abschnitt, Versuch 3 (Kombination von 1+2) Globale Variablen int zugang[2] = FALSE, FALSE; int belegung = 0; do { // Code für Prozess Pi zugang[i] = TRUE; belegung = 1-i; while (zugang[1-i] == TRUE && belegung == (1-i)) {} critical section zugang[i] = FALSE; } while (TRUE); Dies löst das Problem des kritischen Abschnitts: Peterson, 1981 c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 34/36

18 Korrektheit des Peterson-Algorithmus Im krit. Abschnitt ist immer zugang[0] == zugang[1] == TRUE. Falls beide Prozesse den Zugang beantragen: Die While-Schleife kann nur von einem Prozess beendet werden, da belegung nur einen der Werte 0 oder 1 annehmen kann. Prozess P 0 kann nur dann unendlich lang aufgehalten werden, wenn seine while-schlaufe nicht endet. Entweder ist P 1 nicht im Abschnitt, oder ist drin: in beiden Fällen ist eine der Bedingungen der while-schleife von P 0 nicht erfüllt. Wenn P 0 den Abschnitt verlässt, und P 1 wartete, und P 0 gleich wieder eintreten will, wird er zuerst P 1 den Zugang gewähren. c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 35/36 Einschub OSC-Slides (altes Kapitel 6): Synchronisationsunterstützung in HW: Test-and-set Semaphore Konzept, und blockierende Implementierung Klassische Synchronisationsprobleme Bounded Buffer, Reader/Writer, Dining Philosophers c Christian Tschudin CS201 Rechnerarchitektur und Betriebssysteme, , 36/36