Многопроцессорный вычислительный комплекс на основе коммутационной матрицы

Процесс A продолжит свое выполнение, думая, что им возобновлены все приостановленные по семафору процессы. Таким образом, цикл выполнения операции не дает гарантии возобновления всех приостановленных процессов, поскольку он не является элементарным. Рассмотрим еще один феномен, связанный с использованием семафоров в однопроцессорной системе. Предположим, что два процесса, A и B, конкурируют за семафор. Процесс A обнаруживает, что семафор свободен и что процесс B приостановлен; значение семафора равно -1. Когда с помощью операции V процесс A освобождает семафор, он выводит тем самым процесс B из состояния приостанова и вновь делает значение семафора нулевым. Теперь предположим, что процесс A, по-прежнему выполняясь в режиме ядра, пытается снова заблокировать семафор. Производя операцию P, процесс приостановится, поскольку семафор имеет нулевое значение, несмотря на то, что ресурс пока свободен. Системе придется "раскошелиться" на дополнительное переключение контекста. С другой стороны, если бы блокировка была реализована на основе однопроцессорной схемы (sleep-lock), процесс A получил бы право на повторное использование ресурса, поскольку за это время ни один из процессов не смог бы заблокировать его. Для этого случая схема sleep-lock более подходит, чем схема с использованием семафоров. Когда блокируются сразу несколько семафоров, очередность блокирования должна исключать возникновение тупиковых ситуаций. В качестве примера рассмотрим два семафора, A и B, и два алгоритма, требующих одновременной блокировки семафоров. Если бы алгоритмы устанавливали блокировку на семафоры в обратном порядке, как следует из рисунка,

последовало бы возникновение тупиковой ситуации; процесс A на одноименном процессоре захватывает семафор SA, в то время как процесс B на своем процессоре захватывает семафор SB. Процесс A пытается захватить и семафор SB, но в результате операции P переходит в состояние приостанова, поскольку значение семафора SB не превышает 0. То же самое происходит с процессом B, когда последний пытается захватить семафор SA. Ни тот, ни другой процессы продолжаться уже не могут. Для предотвращения возникновения подобных ситуаций используются соответствующие алгоритмы обнаружения опасности взаимной блокировки, устанавливающие наличие опасной ситуации и ликвидирующие ее. Тем не менее, использование таких алгоритмов "утяжеляет" ядро. Поскольку число ситуаций, в которых процесс должен одновременно захватывать несколько семафоров, довольно ограничено, легче было бы реализовать алгоритмы, предупреждающие возникновение тупиковых ситуаций еще до того, как они будут иметь место. Если, к примеру, какой-то набор семафоров всегда блокируется в одном и том же порядке, тупиковая ситуация никогда не возникнет. Но в том случае, когда захвата семафоров в обратном порядке избежать не удается, операция CP предотвратит возникновение тупиковой ситуации:

если операция завершится неудачно, процесс B освободит свои ресурсы, дабы избежать взаимной блокировки, и позже запустит алгоритм на выполнение повторно, скорее всего, тогда, когда процесс A завершит работу с ресурсом. Чтобы предупредить одновременное обращение процессов к ресурсу, программа обработки прерываний, казалось бы, могла воспользоваться семафором, но из-за того, что она не может приостанавливать свою работу (см. главу 6), использовать операцию P в этой программе нельзя. Вместо этого можно использовать "циклическую блокировку" (spin lock) и не переходить в состояние приостанова, как в следующем примере:

while (! CP(semaphore));

Операция повторяется в цикле до тех пор, пока значение семафора не превысит 0; программа обработки прерываний не приостанавливается и цикл завершается только тогда, когда значение семафора станет положительным, после чего это значение будет уменьшено операцией CP. Чтобы предотвратить ситуацию взаимной блокировки, ядру нужно запретить все прерывания, выполняющие "циклическую блокировку". Иначе выполнение процесса, захватившего семафор, будет прервано еще до того, как он сможет освободить семафор; если программа обработки прерываний попытается захватить этот семафор, используя "циклическую блокировку", ядро заблокирует само себя. В качестве примера обратимся к рисунку:

В момент возникновения прерывания значение семафора не превышает 0, поэтому результатом выполнения операции CP всегда будет "ложь". Проблема решается путем запрещения всех прерываний на то время, пока семафор захвачен процессом.

3.4 Тупиковые ситуации

Рассмотрим пример тупика. Пусть двум процессам, выполняющимся в режиме мультипрограммирования, для выполнения их работы нужно два ресурса, например, принтер и диск. На рисунке показаны фрагменты соответствующих программ.

Пусть после того, как процесс А занял принтер (установил блокирующую переменную), он был прерван. Управление получил процесс В, который сначала занял диск, но при выполнении следующей команды был заблокирован, так как принтер оказался уже занятым процессом А. Управление снова получил процесс А, который в соответствии со своей программой сделал попытку занять диск и был заблокирован: диск уже распределен процессу В. В таком положении процессы А и В могут находиться сколь угодно долго.

В зависимости от соотношения скоростей процессов, они могут либо совершенно независимо использовать разделяемые ресурсы (г), либо образовывать очереди к разделяемым ресурсам (в), либо взаимно блокировать друг друга (б). Тупиковые ситуации надо отличать от простых очередей, хотя и те и другие возникают при совместном использовании ресурсов и внешне выглядят похоже: процесс приостанавливается и ждет освобождения ресурса. Однако очередь - это нормальное явление, неотъемлемый признак высокого коэффициента использования ресурсов при случайном поступлении запросов. Она возникает тогда, когда ресурс недоступен в данный момент, но через некоторое время он освобождается, и процесс продолжает свое выполнение. Тупик же, что видно из его названия, является в некотором роде неразрешимой ситуацией.

В рассмотренных примерах тупик был образован двумя процессами, но взаимно блокировать друг друга могут и большее число процессов.

Проблема тупиков включает в себя следующие задачи:

·        предотвращение тупиков,

·        распознавание тупиков,

·        восстановление системы после тупиков.

Тупики могут быть предотвращены на стадии написания программ, то есть программы должны быть написаны таким образом, чтобы тупик не мог возникнуть ни при каком соотношении взаимных скоростей процессов. Так, если бы в предыдущем примере процесс А и процесс В запрашивали ресурсы в одинаковой последовательности, то тупик был бы в принципе невозможен. Второй подход к предотвращению тупиков называется динамическим и заключается в использовании определенных правил при назначении ресурсов процессам, например, ресурсы могут выделяться в определенной последовательности, общей для всех процессов.

В некоторых случаях, когда тупиковая ситуация образована многими процессами, использующими много ресурсов, распознавание тупика является нетривиальной задачей. Существуют формальные, программно - реализованные методы распознавания тупиков, основанные на ведении таблиц распределения ресурсов и таблиц запросов к занятым ресурсам. Анализ этих таблиц позволяет обнаружить взаимные блокировки.

Если же тупиковая ситуация возникла, то не обязательно снимать с выполнения все заблокированные процессы. Можно снять только часть из них, при этом освобождаются ресурсы, ожидаемые остальными процессами, можно вернуть некоторые процессы в область свопинга, можно совершить "откат" некоторых процессов до так называемой контрольной точки, в которой запоминается вся информация, необходимая для восстановления выполнения программы с данного места. Контрольные точки расставляются в программе в местах, после которых возможно возникновение тупика. Из всего вышесказанного ясно, что использовать семафоры нужно очень осторожно, так как одна незначительная ошибка может привести к останову системы. Для того чтобы облегчить написание корректных программ, было предложено высокоуровневое средство синхронизации, называемое монитором. Монитор - это набор процедур, переменных и структур данных. Процессы могут вызывать процедуры монитора, но не имеют доступа к внутренним данным монитора. Мониторы имеют важное свойство, которое делает их полезными для достижения взаимного исключения: только один процесс может быть активным по отношению к монитору. Компилятор обрабатывает вызовы процедур монитора особым образом. Обычно, когда процесс вызывает процедуру монитора, то первые несколько инструкций этой процедуры проверяют, не активен ли какой-либо другой процесс по отношению к этому монитору. Если да, то вызывающий процесс приостанавливается, пока другой процесс не освободит монитор. Таким образом, исключение входа нескольких процессов в монитор реализуется не программистом, а компилятором, что делает ошибки менее вероятными.

В распределенных системах, состоящих из нескольких процессоров, каждый из которых имеет собственную оперативную память, семафоры и мониторы оказываются непригодными. В таких системах синхронизация может быть реализована только с помощью обмена сообщениями.

3.5 Предотвращение тупиковых ситуаций

Для предотвращения тупика необходимо использовать ресурсы таким способом, при котором мы не можем войти в тупик. В реальной жизни аналог такого решения это “левые повороты слишком опасны, так что мы делаем только правые повороты”. Это требует больше времени, чтобы добраться до места назначения, но такой метод работает. В терминах тупиков, мы можем удерживать использование ресурсов так, чтобы не волноваться о возможности возникновения тупиков. Здесь мы рассмотрим эту идею на нескольких примерах.

3.5.1 Линейное упорядочение ресурсов

Пусть все ресурсы полностью упорядочены от 1 до r. Мы можем наложить следующее ограничение: процесс не может запрашивать ресурс Rk, если он удерживает ресурс Rh и при этом k < h.

Просто видеть, что, используя это правило, мы никогда не будем входить в тупики. (Для доказательства применим метод доказательства от противного).

Приведем пример того, как применяется это правило. Пусть есть процесс, который использует ресурсы, упорядоченные как A, B, C, D, E, следующим способом:

Тогда процесс может делать следующее:

захватить (A); захватить (B); захватить (C);

использовать C;

использовать A, C;

использовать A, B, C;

освободить (A); освободить (B); захватить (E);

использовать C и E;

освободить (C); освободить (E); захватить (D);

использовать D;

освободить (D);

Стратегия этого типа может использоваться, когда мы имеем несколько ресурсов. Эту стратегию просто применять, при этом степень параллелизма уменьшается не слишком сильно.

3.5.2 Иерархическое упорядочение ресурсов

Другая стратегия, которую мы можем использовать в случае, если ресурсы иерархически структурированы, должна блокировать их в иерархическом порядке. Пусть удерживание ресурсов представлено организованным в дерево. Мы можем блокировать любой узел или группу узлов в дереве. Ресурсы, в которых мы заинтересованы - узлы в дереве, обычно самого нижнего уровня в древовидном представлении иерархии. Тогда следующее правило гарантирует предотвращение тупиков: узлы, в настоящее время блокированные процессом, должны найтись на всех путях от корня до желательных ресурсов. Пример использования этого правила, с блокировкой одиночного ресурса одновременно:

Тогда если процесс хочет использовать ресурсы e, f, i, k он должен использовать команды в следующей последовательности:

блокировка (a);

блокировка (b);

блокировка (h);

освобождение (a);

блокировка (d);

освобождение (b);

блокировка (i);

блокировка (j);

освобождение (h);

блокировка (k);

освобождение (j);

блокировка (e);

блокировка (f);

освобождение (d);

3.5.3 Алгоритм банкира

Одна из причин, по которой этот алгоритм не используется в реальном мире широко – чтобы использовать его, операционная система должна знать максимальное количество ресурсов, в которых каждый процесс будет нуждаться когда-либо. Следовательно, например, запущенная на выполнение программа должна объявить, что она будет нуждаться не более чем, скажем, 400КБ памяти. Операционная система сохранит ограничение 400КБ и будет использовать его в вычислениях с целью предотвращения тупика.

Алгоритм Банкира пытается предотвращать тупик, путем предоставления или отказа предоставления ресурсов системы. Каждый раз, когда процесс нуждается в каком либо неразделяемом ресурсе, этот запрос должен быть одобрен банкиром.

Банкир - консервативен. Каждый раз, когда процесс делает запрос ресурса (“просит ссуду”), банкир осторожно рассматривает “банковские книги” и пытается определять, может или нет состояние тупика возникнуть в будущем, если запрос ссуды будет одобрен.

Алгоритм симулирует предоставление запрошенного ресурса и затем просматривает возникающее в результате выполнения запроса состояние системы.

После предоставления ресурса в системе останется некоторое количество этого ресурса свободным. Далее, проверяем другие процессы в системе. Мы требовали, чтобы каждый из них установил максимальное количество всех ресурсов системы, в которых они будут нуждаться, чтобы завершить выполнение, следовательно, мы знаем, сколько каждого ресурса каждый процесс удерживает и требует.

1	2	3	4