III. Các vấn đề cổ điển của đồng bộ hoá

III.1. Vấn đề Người sản xuất – Người tiêu thụ (Producer-Consumer)

Vấn đề: hai tiến trình cùng chia sẻ một bộ đệm có kích thước giới hạn. Một trong hai tiến trình đóng vai trò người sản xuất – tạo ra dữ liệu và đặt dữ liệu vào bộ đệm- và tiến trình kia đóng vai trò người tiêu thụ – lấy dữ liệu từ bộ đệm ra để xử lư.

Hình 3.17 Producer và Consumer

Để đồng bộ hóa hoạt động của hai tiến trình sản xuất tiêu thụ cần tuân thủ các quy định sau :

Tiến trình sản xuất (producer) không được ghi dữ liệu vào bộ đệm đã đầy.(synchronisation)

Tiến trình tiêu thụ (consumer) không được đọc dữ liệu từ bộ đệm đang trống.(synchronisation)

Hai tiến trình sản xuất và tiêu thụ không được thao tác trên bộ đệm cùng lúc . (exclusion mutuelle)

Giải pháp:

III.1.1. Semaphore

Sử dụng ba semaphore : full, đếm số chỗ đã có dữ liệu trong bộ đệm; empty, đếm số chỗ còn trống trong bộ đệm; và mutex, kiểm tra việc Producer và Consumer không truy xuất đồng thời đến bộ đệm.

BufferSize = 3; 	   	// số chỗ trong bộ đệm

semaphore mutex = 1;        // kiểm soát truy xuất độc quyền
semaphore empty = BufferSize;     // số chỗ trống 
semaphore full = 0;               // số chỗ đầy

Producer()
{
  int item;
  while (TRUE) {         
    produce_item(&item); 	// tạo dữ liệu mới
    down(&empty);            	// giảm số chỗ trống
    down(&mutex);         	// báo   hiệu vào miền găng 
    enter_item(item);    	// đặt dữ liệu vào bộ đệm
    up(&mutex);            	// ra khỏi miền găng
    up(&full);           	// tăng số chỗ đầy
  }
}

Consumer()
{
  int item;
    
  while (TRUE) {                  
    down(&full); 		// giảm số chỗ đầy
    down(&mutex); 		// báo   hiệu vào miền găng 
    remove_item(&item); 	// lấy dữ liệu từ bộ đệm
    up(&mutex); 		// ra khỏi miền găng 
    up(&empty); 		// tăng số chỗ trống  
    consume_item(item); 	// xử lư dữ liệu 
 }
}

III.1.2. Monitor

Định nghĩa một monitor ProducerConsumer với hai thủ tục enter và remove thao tác trên bộ đệm. Xử lư của các thủ tục này phụ thuộc vào các biến điều kiện full và empty.

monitor ProducerConsumer
    condition full, empty;
    int count;
  
  procedure enter();
  {
    if (count == N) 
	    wait(full);         // nếu bộ đệm  đầy, phải chờ
    enter_item(item);      	// đặt dữ liệu vào bộ đệm
    count ++;              	// tăng số chỗ đầy
    if (count == 1) 	  	// nếu bộ đệm không trống
	    signal(empty); 	// th́ kích hoạt Consumer
  }
  procedure remove();
  {
    if (count == 0) 
	    wait(empty)   	// nếu bộ đệm  trống, chờ
    remove_item(&item);		// lấy dữ liệu từ bộ đệm
    count --;       		// giảm số chỗ đầy
    if (count == N-1) 	   	// nếu bộ đệm không đầy
        signal(full); 		// th́ kích hoạt Producer
  }
  count = 0;
  end monitor;

  Producer();
  {
    while (TRUE)
   {
	produce_item(&item);  
	ProducerConsumer.enter; 
   }
  }
  Consumer();
  {
    while (TRUE)
    {
	ProducerConsumer.remove;
	consume_item(item); 
   }
  }

III.1.3. Trao đổi thông điệp

Thông điệp empty hàm ý có một chỗ trống trong bộ đệm. Tiến trình Consumer bắt đầu công việc bằng cách gởi 4 thông điệp empty đấng Producer. Tiến trình Producer tạo ra một dữ liệu mới và chờ đến khi nhận được một thông điệp empty thì gởi ngược lại cho Consumer một thông điệp chứa dữ liệu . Tiến trình Consumer chờ nhận thông điệp chứa dữ liệu, và sau khi xử lý xong dữ liệu này, Consumer sẽ lại gởi một thông điệp empty đến Producer, ...

BufferSize = 4;
  
Producteur()
{
   int item;
   message m;                	// thông điệp
   
    while (TRUE) {
     produce_item(&item);
     receive(consumer,&m);     	//  chờ thông điệp empty 
     create_message(&m, item); 	// tạo thông điệp dữ liệu
     send(consumer,&m);		// gởi dữ liệu đến Consumer
   }
}

Consumer()
{
    int item;
    message m;
    
    for(0 to N)
	     send(producer, &m);  // gởi N thông điệp empty
    while (TRUE) {
      receive(producer, &m);  	  // chờ thông điệp dữ liệu 
	    remove_item(&m,&item);// lấy dữ liệu từ thông điệp
      send(producer, &m);     	  // gởi thông điệp empty
      consumer_item(item);        // xử lư dữ liệu 
    }
}

III.2. Mô hình Readers-Writers

Vấn đề : Nhiều tiến trình đồng thời sử dụng một cơ sở dữ liệu. Các tiến trình chỉ cần lấy nội dung của cơ sở dữ liệu được gọi là các tiến trình Reader, nhưng một số tiến trình khác lại có nhu cầu sửa đổi, cập nhật dữ liệu trong cơ sở dữ liệu chung này, chúng được gọi là các tiến trình Writer. Các quy định đồng bộ hóa việc truy xuất cơ sỡ dữ liệu cần tuân thủ là :

Không cho phép một tiến trình Writer cập nhật dữ liệu trong cơ sở dữ liệu khi các tiến trình Reader khác đang truy xuất nội dung cơ sở dữ liệu.. (synchronisation)

Tại một thời điểm , chỉ cho phép một tiến trình Writer được sửa đổi nội dung cơ sở dữ liệu. (mutuelle exclusion).

Giải pháp:

III.2.1. Semaphore

Sử dụng một biến chung rc để ghi nhớ số lượng các tiến trình Reader muốn truy xuất cơ sở dữ liệu. Hai semaphore cũng được sử dụng : mutex, kiểm soát sự truy cập đến rc; và db, kiểm tra sự truy xuất độc quyền đến cơ sở dữ liệu.

semaphore mutex = 1;    // Kiểm tra truy xuất rc
semaphore db = 1;   	// Kiểm tra truy xuất cơ sở dữ liệu
int rc;                 // Số lượng tiến tŕnh Reader
Reader()
{
  while (TRUE) {                     
     down(&mutex);      // giành quyền truy xuất rc
     rc = rc + 1;       // thêm một tiến tŕnh Reader
     if (rc == 1)       //  nếu là Reader đầu tiên th́
       down(&db);       // cấm Writer truy xuất dữ liệu
     up(&mutex);        // chấm dứt truy xuất rc
     read_database(); 	// đọc dữ liệu
     down(&mutex);      // giành quyền truy xuất rc
     rc = rc - 1;       // bớt một tiến tŕnh Reader
     if (rc == 0)       // nếu là Reader cuối cùng th́
         up(&db);       // cho  phép Writer truy xuất db     
     up(&mutex); 	// chấm dứt truy xuất rc
     use_data_read();  
  }
}

Writer()
{
  while (TRUE) {                     
     create_data();
     down(&db);          // giành quyền truy xuất db
     write_database();   // cập nhật dữ liệu 
     up(&db);            // chấm dứt truy xuất db 
  }
}

III.2.2. Monitor

Sử dụng một biến chung rc để ghi nhớ số lượng các tiến trình Reader muốn truy xuất cơ sở dữ liệu. Một tiến trình Writer phải chuyển sang trạng thái chờ nếu rc > 0. KHi ra khỏi miền găng, tiến trình Reader cuối cùng sẽ đánh thức tiến trình Writer đang bị khóa.

monitor ReaderWriter
    condition OKWrite, OKRead;  
    int 	    rc = 0;
    Boolean   busy = false;
    
  procedure BeginRead()
  {
    if (busy)		      	// nếu db đang bận, chờ
       wait(OKRead); 
    rc++;             	        // thêm một Reader
    signal(OKRead); 
  }
  procedure FinishRead()
  {
     rc--;		   	// bớt một Reader
     if (rc == 0)         	//  nếu là Reader cuối cùng
        signal(OKWrite);     	// th́ cho phép Writer 
				// truy xuất db
  }
  procedure BeginWrite()
  {
    if (busy || rc != 0) 	// nếu db đang bận, hay một
	wait(OKWrite);	    	// Reader đang đọc db,chờ
    busy = true;
  } 
  procedure FinishWrite() 
  {
    busy = false;
    If (OKRead.Queue)
      signal(OKRead);
    else
      signal(OKWrite);
   }
 Reader()
  {
     while (TRUE)		
     {
        ReaderWriter.BeginRead();
        Read_database();	
        ReaderWriter.FinishRead();
     }
  }
 Writer()
  {
     while (TRUE)		
     {
 	      create_data(&info);	
	      ReaderWriter.BeginWrite();
	      Write_database();	
        ReaderWriter.FinishWrite();
     }
  }

III.2.3. Trao đổi thông điệp

Cần có một tiến trình server điều khiển việc truy xuất cơ sở dữ liệu.

Các tiến trình Writer và Reader gởi các thông điệp yêu cầu truy xuất đến server và nhận từ server các thông điệp hồi đáp tương ứng .

Reader()
{
    while (TRUE) {
          send (server, RequestRead);
          receive (server, value);
          print(value); }
}

Writer()
{
    while (TRUE) {
          create_data(&value);
          send (server, RequestWrite,value);
          receive (server,OKWrite); }
}

 

IV. Tắc nghẽn (Deadlock)

IV.1. Định nghĩa:

Một tập hợp các tiến trình được định nghĩa ở trong tình trạng tắc nghẽn khi mỗi tiến trình trong tập hợp đều chờ đợi một sự kiện mà chỉ có một tiến trình khác trong tập hợp mới có thể phát sinh được.

Nói cách khác, mỗi tiến trình trong tập hợp đều chờ được cấp phát một tài nguyên hiện đang bị một tiến trình khác cũng ở trạng thái blocked chiếm giữ. Như vậy không có tiến trình nào có thể tiếp tục xử lý , cũng như giải phóng tài nguyên cho tiến trình khác sử dụng, tất cả các tiến trình trong tập hợp đều bị khóa vĩnh viễn !

Vấn đề Bữa ăn tối của các triết gia : 5 nhà triết học cùng ngồi ăn tối với món spaghetti nổi tiếng. Mỗi nhà triết học cần dùng 2 cái nĩa để có thể ăn spaghetti . Nhưng trên bàn chỉ có tổng cộng 5 cái nĩa để xen kẽ với 5 cái đĩa. Mỗi nhà triết học sẽ suy ngẫm các triết lý của mình đến khi cảm thấy đói thì dự định lần lượt cầm 1 cái nĩa bên trái và 1 cái nĩa bên phải để ăn. Nếu cả 5 nhà triết học đều cầm cái nĩa bên trái cùng lúc, thì sẽ không có ai có được cái nĩa bên phải để có thể bắt đầu thưởng thức spaghetti . Đây chính là tình trạng tắc nghẽn.

H́nh 3.18 Bữa ăn tối của các triết gia

IV.2. Điều kiện xuất hiện tắc nghẽn

Coffman, Elphick và Shoshani đã đưa ra 4 điều kiện cần có thể làm xuất hiện tắc nghẽn:

Có sử dụng tài nguyên không thể chia sẻ (Mutual exclusion): Mỗi thời điểm, một tài nguyên không thể chia sẻ được hệ thống cấp phát chỉ cho một tiến trình , khi tiến trình sử dụng xong tài nguyên này, hệ thống mới thu hồi và cấp phát tài nguyên cho tiến trình khác.

Sự chiếm giữ và yêu cầu thêm tài nguyên (Wait for): Các tiến trình tiếp tục chiếm giữ các tài nguyên đã cấp phát cho nó trong khi chờ được cấp phát thêm một số tài nguyên mới.

Không thu hồi tài nguyên từ tiến trình đang giữ chúng (No preemption): Tài nguyên không thể được thu hồi từ tiến trình đang chiếm giữ chúng trước khi tiến trình này sủ dụng chúng xong.

Tồn tại một chu kỳ trong đồ thị cấp phát tài nguyên ( Circular wait): có ít nhất hai tiến trình chờ đợi lẫn nhau : tiến trình này chờ được cấp phát tài nguyên đang bị tiến trình kia chiếm giữ và ngược lại.

Khi có đủ 4 điều kiện này, thì tắc nghẽn xảy ra. Nếu thiếu một trong 4 điều kiện trên thì không có tắc nghẽn.

IV.3. Đồ thị cấp phát tài nguyên

Có thể sử dụng một đồ thị để mô hình hóa việc cấp phát tài nguyên. Đồ thị này có 2 loại nút : các tiến trình được biễu diễn bằng hình tròn, và mỗi tài nguyên được hiển thị bằng hình vuông

Hình 3.19 Đồ thị cấp phát tài nguyên

IV.4. Các phương pháp xử lý tắc nghẽn

Chủ yếu có ba hương tiếp cận để xử lư tắc nghẽn :

Sử dụng một nghi thức (protocol) để bảo đảm rằng hệ thống không bao giờ xảy ra tắc nghẽn.

Cho phép xảy ra tắc nghẽn và tìm cách sữa chữa tắc nghẽn.

Hoàn toàn bỏ qua việc xử lý tắc nghẽn, xem như hệ thống không bao giờ xảy ra tắc nghẽn.

IV.5. Ngăn chặn tắc nghẽn

Để tắc nghẽn không xảy ra, cần bảo đảm tối thiểu một trong 4 điều kiện cần không xảy ra:

Tài nguyên không thể chia sẻ : nhìn chung gần như không thể tránh được điều kiện này vì bản chất tài nguyên gần như cố định. Tuy nhiên đối với một số tài nguyên về kết xuất, người ta có thể dùng các cơ chế spooling để biến đổi thành tài nguyên có thể chia sẻ.

Sự chiếm giữ và yêu cầu thêm tài nguyên: phải bảo đảm rằng mỗi khi tiến trình yêu cầu thêm một tài nguyên thì nó không chiếm giữ các tài nguyên khác. Có thể áp đặt một trong hai cơ chế truy xuất sau :

Tiến trình phải yêu cầu tất cả các tài nguyên cần thiết trước khi bắt đầu xử lư .

=> phương pháp này có khó khăn là tiến trình khó có thể ước lượng chính xác tài nguyên cần sử dụng vì có thể nhu cầu phụ thuộc vào quá trình xử lý . Ngoài ra nếu tiến trình chiếm giữ sẵn các tài nguyên chưa cần sử dụng ngay thì việc sử dụng tài nguyên sẽ kém hiệu quả.

Khi tiến trình yêu cầu một tài nguyên mới và bị từ chối, nó phải giải phóng các tài nguyên đang chiếm giữ , sau đó lại được cấp phát trở lại cùng lần với tài nguyên mới.

=> phương pháp này làm phát sinh các khó khăn trong việc bảo vệ tính toàn vẹn dữ liệu của hệ thống.

Không thu hồi tài nguyên: cho phép hệ thống được thu hồi tài nguyên từ các tiến trình bị khoá và cấp phát trở lại cho tiến trình khi nó thoát khỏi tình trạng bị khóa. Tuy nhiên với một số loại tài nguyên, việc thu hồi sẽ rất khó khăn vì vi phạm sự toàn vẹn dữ liệu .

Tồn tại một chu kỳ: tránh tạo chu kỳ trong đồ thị bằng cách cấp phát tài nguyên theo một sự phân cấp như sau :

gọi R = {R1, R2,...,Rm} là tập các loại tài nguyên.

Các loại tài nguyên được phân cấp từ 1-N.

Ví dụ : F(đĩa) = 2, F(máy in) = 12

Các tiến trình khi yêu cầu tài nguyên phải tuân thủ quy định : khi tiến trình đang chiếm giữ tài nguyên Ri thì chỉ có thể yêu cầu các tài nguyên Rj nếu F(Rj) > F(Ri).

IV.6. Tránh tắc nghẽn

Ngăn cản tắc nghẽn là một mối bận tâm lớn khi sử dụng tài nguyên. Tránh tắc nghẽn là loại bỏ tất cả các cơ hội có thể dẫn đến tắc nghẽn trong tương lai. Cần phải sử dụng những cơ chế phức tạp để thực hiện ư định này.

Một số khái niệm cơ sở

Trạng thái an toàn : trạng thái A là an toàn nếu hệ thống có thể thỏa mãn các nhu cầu tài nguyên (cho đến tối đa) của mỗi tiến trình theo một thứ tự nào đó mà vẫn ngăn chặn được tắc nghẽn.

Một chuỗi cấp phát an toàn: một thứ tự của các tiến trình <P1, P2,...,Pn> là an toàn đối với tình trạng cấp phát hiện hành nếu với mỗi tiến trình Pi nhu cầu tài nguyên của Pi có thể được thỏa mãn với các tài nguyên còn tự do của hệ thống, cộng với các tài nguyên đang bị chiếm giữ bởi các tiến trình Pj khác, với j<i.

    Một trạng thái an toàn không thể là trạng thái tắc nghẽn. Ngược lại một trạng thái không an toàn có thể dẫn đến tình trạng tắc nghẽn.

Chiến lược cấp phát : chỉ thỏa mãn yêu cầu tài nguyên của tiến trình khi trạng thái kết quả là an toàn!

Giải thuật xác định trạng thái an toàn

Cần sử dụng các cấu trúc dữ liệu sau :

int Available[NumResources];
/* Available[r]= số lượng các thể hiện c̣n tự do của tài nguyên r*/
int Max[NumProcs, NumResources]; 
/*Max[p,r]= nhu cầu tối đa của tiến tŕnh p về tài nguyên r*/
int Allocation[NumProcs, NumResources];
/* Allocation[p,r] = số lượng tài nguyên r thực sự cấp phát cho p*/
int Need[NumProcs, NumResources];
/* Need[p,r] = Max[p,r] - Allocation[p,r]*/
1.Giả sử có các mảng  
int Work[NumProcs, NumResources] = Available;
int Finish[NumProcs] = false;
2.T́m  i sao cho 
Finish[i] == false
Need[i] <= Work[i]
Nếu không có i như thế, đến bước 4.

3. Work = Work + Allocation[i];
   Finish[i] = true;
   Đến bước 2

4.Nếu Finish[i] == true với mọi i, th́ hệ thống ở trạng thái an toàn.
Ví dụ : Giả sử  t́nh trạng hiện hành của hệ thống được mô tả như sau :

Max

Allocation

Available

R1

R2

R3

R1

R2

R3

R1

R2

R3

P1

3

2

2

1

0

0

P2

6

1

3

2

1

1

P3

3

1

4

2

1

1

P4

4

2

2

0

0

2

Nếu tiến tŕnh P2 yêu cầu 4 cho R1, 1 cho R3. hăy cho biết yêu cầu này có thể đáp ứng mà bảo đảm không xảy ra t́nh trạng deadlock hay không ? Nhận thấy Available[1] =4, Available[3] =2 đủ để thơa măn yêu cầu của P2, ta có

Need

Allocation

Available

R1

R2

R3

R1

R2

R3

R1

R2

R3

P1

2

2

2

1

0

0

P2

0

0

1

6

1

2

P3

1

0

3

2

1

1

P4

4

2

0

0

0

2

Need

Allocation

Available

R1

R2

R3

R1

R2

R3

R1

R2

R3

P1

2

2

2

1

0

0

P2

0

0

0

0

0

0

P3

1

0

3

2

1

1

P4

4

2

0

0

0

2

Need

Allocation

Available

R1

R2

R3

R1

R2

R3

R1

R2

R3

P1

0

0

0

0

0

0

P2

0

0

0

0

0

0

P3

1

0

3

2

1

1

P4

4

2

0

0

0

2

Need

Allocation

Available

R1

R2

R3

R1

R2

R3

R1

R2

R3

P1

0

0

0

0

0

0

P2

0

0

0

0

0

0

P3

0

0

0

0

0

0

P4

4

2

0

0

0

2

Need

Allocation

Available

R1

R2

R3

R1

R2

R3

R1

R2

R3

P1

0

0

0

0

0

0

P2

0

0

0

0

0

0

P3

0

0

0

0

0

0

P4

0

0

0

0

0

0

Trạng thái kết qủa là an toàn, có thể cấp phát.

Giải thuật yêu cầu tài nguyên

Giả sử tiến trình Pi yêu cầu k thể hiện của tài nguyên r.

1.Nếu k <= Need[i], đến bước 2 
   Ngược lại, xảy ra t́nh huống lỗi 

2.Nếu k <= Available[i],đến bước 3 
   Ngược lại, Pi phải chờ 

3.Giả sử hệ thống đă cấp phát cho Pi các tài nguyên mà nó yêu cầu và cập nhật t́nh trạng hệ thống như sau: 

Available[i] = Available[i] - k; 
Allocation[i]= Allocation[i]+ k; 
Need[i] = Need[i] - k; 

    Nếu trạng thái kết quả là an toàn, lúc này các tài nguyên trên sẽ được cấp phát thật sự cho Pi 

    Ngược lại, Pi phải chờ

IV.7. Phát hiện tắc nghẽn

Cần sử dụng các cấu trúc dữ liệu sau :

int Available[NumResources];
// Available[r]= số lượng các thể hiện c̣n tự do của tài nguyên r
int Allocation[NumProcs, NumResources];

// Allocation[p,r] = số lượng tài nguyên r thực sự cấp phát cho p

int Request[NumProcs, NumResources];
// Request[p,r] = số lượng tài nguyên r tiến tŕnh p yêu cầu thêm

Giải thuật phát hiện tắc nghẽn

      1. int Work[NumResources] = Available;
         int Finish[NumProcs];

         for (i = 0; i < NumProcs; i++)
             Finish[i] = (Allocation[i] == 0);

      2. T́m  i sao cho 
         Finish[i] == false
         Request[i] <= Work
         Nếu không có i như thế, đến bước 4.

      3. Work = Work + Allocation[i];
         Finish[i] = true; 
         Đến bước 2

      4. Nếu Finish[i] == true với mọi i, 
         th́ hệ thống không có tắc nghẽn
         Nếu Finish[i] == false với một số giá trị i, 
         th́ các tiến tŕnh   mà  Finish[i] == false sẽ ở trong 
         t́nh trạng tắc nghẽn.

II.8. Hiệu chỉnh tắc nghẽn

Khi đã phát hiện được tắc nghẽn, có hai lựa chọn chính để hiệu chỉnh tắc nghẽn :

Đình chỉ hoạt động của các tiến trình liên quan

Cách tiếp cận này dựa trên việc thu hồi lại các tài nguyên của những tiến trình bị kết thúc. Có thể sử dụng một trong hai phương pháp sau :

Đình chỉ tất cả các tiến trình trong tình trạng tắc nghẽn 

Đình chỉ từng tiến trình liên quan cho đến khi không còn chu trình gây tắc nghẽn : để chọn được tiến trình thích hợp bị đình chỉ, phải dựa vào các yếu tố như độ ưu tiên, thời gian đã xử lý, số lượng tài nguyên đang chiếm giữ , số lượng tài nguyên yêu cầu...

Thu hồi tài nguyên

Có thể hiệu chỉnh tắc nghẽn bằng cách thu hồi một số tài nguyên từ các tiến trình và cấp phát các tài nguyên này cho những tiến trình khác cho đến khi loại bỏ được chu trình tắc nghẽn. Cần giải quyết 3 vấn đề sau:

Chọn lựa một nạn nhân: tiến trình nào sẽ bị thu hồi tài nguyên ? và thu hồi những tài nguyên nào ?

Trở lại trạng thái trước tắc nghẽn: khi thu hồi tài nguyên của một tiến trình, cần phải phục hồi trạng thái của tiến trình trở lại trạng thái gần nhất trước đó mà không xảy ra tắc nghẽn.

Tình trạng « đói tài nguyên »: làm sao bảo đảm rằng không có một tiến trình luôn luôn bị thu hồi tài nguyên ?

V.Tóm tắt

Các giải pháp đồng bộ hoá do lập trình viên xây dựng không được ưa chuộng vì phải tiêu thụ CPU trong thời gian chờ vào miền găng (« busy waiting »), và khó mở rộng. Thay vào đó, lập trình viên có thể sử dụng các cơ chế đồng bộ do hệ điều hành hay trình biên dịch trợ giúp như semaphore, monitor, trao đổi thông điệp .

Tắc nghẽn là tình trạng xảy ra trong một tập các tiến trình nếu có hai hay nhiều hơn các tiến trình chờ đợi vô hạn một sự kiện chỉ có thể được phát sinh bởi một tiến trình cũng đang chờ khác trong tập các tiến trình này.

Có 3 hướng tiếp cận chính trong xử lý tắc nghẽn :

Phòng tránh tắc nghẽn : tuân thủ một vài nghi thức bảo đảm hệ thống không
bao giờ lâm vào trạng thái tắc nghẽn.

Phát hiện tắc nghẽn : khi có tắc nghẽn xảy ra, phát hiện các tiến trình liên
quan và tìm cách phục hồi.

Bỏ qua tắc nghẽn : xem như hệ thống không bao giờ lâm vào trạng thái
tắc nghẽn.

Củng cố bài học

Các câu hỏi cần trả lời được sau bài học này :

1. Phân biệt nhóm giải pháp busy waiting và Sleep&Wakeup

2. Phân biệt cách sử dụng semaphore, monitor và message để đồng bộ hoá.

3. Mô hình giải quyết nhu cầu độc quyền truy xuất và mô hình giaỉ quyết nhu cầu phối hợp hoạt động.

Bài tập

Bài 1. Xét giải pháp phần mềm do Dekker đề nghị để tổ chức truy xất độc quyền cho hai tiến trình . Hai tiến trình P0, P1 chia sẻ các biến sau :

var flag : array [0..1] of boolean; (khởi động là false)

turn : 0..1;

Cấu trúc một tiến trình Pi ( i =0 hay 1, và j là tiến trình còn lại ) như sau :

repeat

flag[i] := true;

while flag[j] do

    if turn = j then

begin 

flag[i]:= false;
while turn = j do ;
flag[i]:= true;

end;

    critical_section();

    turn:= j;

flag[i]:= false;

non_critical_section();

until false;

Giải pháp này có phải là một giải pháp đúng thỏa mãn 4 yêu cầu không ?

Bài 2.Xét giải pháp phần mềm do Eisenberg và McGuire đề nghị để tổ chức truy xất độc quyền cho N tiến trình . Các tiến trình chia sẻ các biến sau :

var flag : array [0..N-1] of (idle, want-in, in-cs);

turn : 0..N-1;

Tất cả các phần tử của mảng flag được khởi động là idle, turn được khởi gán một trong những giá trị từ 0..N-1

Cấu trúc một tiến trình Pi như sau :

repeat

repeat

flag[i] := want-in;

j := turn;

while j<>i do

if flag[j]<> idle then j:= turn

else j:= j+1 mod n;

flag[i]:= in-cs;

j:=0;

while ( j<N) and ( j = i or flag[j] <> in-cs) do j:=j+1;

until ( j>=N) and ( turn =i or flag[turn] = idle);

turn := i;

critical_section();

j:= turn + 1 mod N;

while (flag[j]= idle) do j := j+1 mod N;

turn := j;

flag[i]:= idle;

non_critical_section();

until false;

Giải pháp này có phải là một giải pháp đúng thỏa mãn 4 yêu cầu không ?

Bài 3.Xét giải pháp đồng bộ hoá sau :

while (TRUE) {

int j = 1-i;

flag[i]= TRUE; turn = i;

while (turn == j && flag[j]==TRUE);

critical-section ();

flag[i] = FALSE;

Noncritical-section ();

}

Đây có phải là một giải pháp bảo đảm được độc quyền truy xuất không ?

Bài 4.Giả sử một máy tính không có chỉ thị TSL, nhưng có chỉ thị Swap có khả năng hoán đổi nội dung của hai từ nhớ chỉ bằng một thao tác không thể phân chia :

procedure Swap() var a,b: boolean);

var temp : boolean;

begin

temp := a;

a:= b;

b:= temp;

end;

Sử dụng chỉ thị này có thể tổ chức truy xuất độc quyền không ? Nếu có xây dựng cấu trúc chương trình tương ứng.

Bài 5.Chứng tỏ rằng nếu các primitive Down và Up trên semaphore không thực hiện một cách không thể phân chia, thì sự truy xuất độc quyền sẽ bị vi phạm.

Bài 6.Sử dụng semaphore để cài đặt cơ chế monitor.

Bài 7.Xét hai tiến trình sau :

process A

{ while (TRUE)

na = na +1;

}

process B

{ while (TRUE)

nb = nb +1;

}

a)Đồng bộ hoá xử lư của hai tiến trình trên, sử dụng hai semaphore tổng quát, sao cho tại bất kỳ thời điểm nào cũng có nb < na <= nb +10

b)Nếu giảm điều kiện chỉ là na <= nb +10, giải pháp của bạn sẽ được sửa chữa như thế nào ?

c)Giải pháp của bạn có còn đúng nếu có nhiều tiến trình loại A và B cùng thực hiện?

Bài 8.Một biến X được chia sẻ bởi hai tiến trình cùng thực hiện đoạn code sau :

do

  X = X +1;

    if ( X == 20) X = 0;

    while ( TRUE );

Bắt đầu với giá trị X = 0, chứng tỏ rằng giá trị X có thể vượt quá 20. Cần sửa chữa đoạn chương trình trên như thế nào để bảo đảm X không vượt quá 20 ?

Bài 9.Xét hai tiến trình xử lý đoạn chương trình sau :

process P1 { A1 ; A2 } process P2 { B1 ; B2 }

Đồng bộ hoá hoạt động của hai tiến trình này sao cho cả A1 và B1 đều hoàn tất trước khi A2 hay B2 bắt đầu .

Bài 10.Tổng quát hoá câu hỏi 8) cho các tiến trình xử lý đoạn chương trình sau :

process P1 { for ( i = 1; i <= 100; i ++) Ai }

process P2 { for ( j = 1; j <= 100; j ++) Bj }

Đồng bộ hoá hoạt động của hai tiến trình này sao cho cả với k bất kỳ ( 2 £ k £ 100), Ak chỉ có thể bắt đầu khi B(k-1) đã kết thúc, và Bk chỉ có thể bắt đầu khi A(k-1) đã kết thúc.

Bài 11.Sử dụng semaphore để viết lại chương trình sau theo mô hình xử lý đồng hành:

	w := x1 * x2
  	v := x3 * x4
	y := v * x5
	z := v * x6
	y := w * y
	z := w * z
	ans := y + z

Bài 12.Xây dựng một giải pháp ( sử dụng semaphore ) để giải quyết vấn đề Readers_Writers trong đó :

a) Readers được ưu tiên ( khi không có ai truy xuất database, Reader được ưu tiên truy cập database ngay, Writer phải đợi tất cả các Reader truy xuất xong mới được vào database)

b) Writers được ưu tiên ( khi không có ai truy xuất database, Writer được ưu tiên truy cập database ngay, Reader phải đợi tất cả các Write truy xuất xong mới được vào database)

c) Công bằng cho Reader, Writer ( khi không có ai truy xuất database, Writer hoặc Reader có cơ hội ngang nhau để truy cập database)

Bài 13.Dining Philosophers : Giả sử hành vi của một triết gia thứ i trong bữa ăn tối được mô tả như sau :

#define N 5

void philosopher( int i)

{ while (TRUE)

{ think(); // Suy nghĩ

take_fork(i); // lấy nĩa bên trái

take_fork((i+1)%N); // lấy nĩa bên phải

eat(); // yum-yum, spaghetti

put_fork(i); // đặt nĩa bên trái lên bàn lại

put_fork((i+1)%N); // đặt nĩa bên phải lên bàn lại

}

}

a) Lưu ý là trên bàn chỉ có 5 cái nĩa, và nếu có 2 triết gia cùng muốn lấy một cái nĩa, thì chỉ một người được quyền lấy cái nĩa đó. Sử dụng semaphore để tổ chức độc quyền truy xuất đến các cái nĩa cho đoạn chương trình trên ( Gợi ý : dùng mỗi semaphore phản ánh tình trạng sử dụng của mỗi cái nĩa)

b) Liệu giải pháp của câu a) có là một giải pháp tốt cho bài toán Dining philosopher?Nếu không, cho biết các tình huống lỗi sẽ xảy ra, và đề nghị phương pháp cải tiến.

Bài 14.Xét một giải pháp đúng cho bài toán Dining philosophers :

#define	N 		5
#define	LEFT		(i-1)%N
#define	RIGHT		(i+1)%N
#define	THINKING	0
#define	HUNGRY	1
#define	EATING	2
int		state[N];
semaphore	mutex = 1;
semaphore	s[N];
void philosopher( int i) // i : xác định triết gia nào (0..N-1)
{

while (TRUE)

{ thinhk(); // Suy nghĩ

take_forks(i); // yêu cầu đến khi có đủ 2 nĩa

eat(); // yum-yum, spaghetti

put_forks(i); // đặt cả 2 nĩa lên bàn lại

}

}

void take_forks ( int i) // i : xác định triết gia nào (0..N-1)

{

while (TRUE)

{ down(mutex); // vào miền găng

state[i] = HUNGRY; // ghi nhận triết gia i đã đói

test(i); // cố gắng lấy 2 nĩa

up(mutex); // ra khỏi miền găng

down(s[i]); // chờ nếu không có đủ 2 nĩa

}

}

}

void put_forks ( int i) // i : xác định triết gia nào (0..N-1)

{

while (TRUE)

{ down(mutex); // vào miền găng

state[i] = THINKING; // ghi nhận triết gia i ăn xong

test(LEFT); // kiểm tra người bên trái đã có thể ăn?

test(RIGHT); // kiểm tra người bên phải đã có thể ăn?

up(mutex); // ra khỏi miền găng

}

}

void test ( int i) // i : xác định triết gia nào (0..N-1)

{

if(state[i]==HUNGRY && state[LEFT]!=EATING

&& state[RIGHT]!= EATING

{

state[i] = EATING;

up(s[i]);

}

}

a)Tại sao phải đặt state[i] = HUNGRY trong take_forks ?

b)Giả sử trong put_forks, lệnh gán state[i] = THINKING được thực hiện sau hai lệnh test(LEFT), test(RIGHT). Điều này ảnh hưởng thế nào đến giải pháp cho 3 triết gia? Cho 100 triết gia?

Bài 15.Xây dựng giải pháp monitor cho bài toán Dining Philosophers.

Bài 16.Baber problem : Một cửa hiệu cắt tóc có một thợ, một ghế cắt tóc và N ghế cho khách đợi. Nếu không có khách hàng, anh thợ cắt tóc sẽ ngồi vào ghế cắt tóc và ngủ thiếp đi. Khi một khách hàng vào tiệm, anh ta phải đánh thức người thợ. Nếu một khách hàng vào tiệm khi người thợ đang bận cắt tóc cho kh1ch hàng khác, người mới vào sẽ phải ngồi chờ nếu có ghế đợi trống, hoặc rời khỏi tiệm nếu đã có N người đợi. Xây dựng một giải pháp với semaphore để thực hiện đồng bộ hoá hoạt động của thợ và khách hàng trong cửa hiệu cắt tóc này.

/* Semaphore to protect critical sections */
Semaphore mutex = 1;

/* Semaphore for the number of waiting customers.
 * This lets the barber go to sleep when there are no customers */
Semaphore customers = 0;

/* Number of waiting customers in the barber shop */
/* Just used to turn away customers when there are too many already. */
int waiting_customers = 0

/* Semaphore on which to wait for a haircut */
Semaphore haircut = 0;

/* Customer calls this function to try to get their hair cut
 * it returns true if the hair gets cut. */
int customer()
{
  /* protect access to shared variables with semaphore mutex */
  wait( mutex );

  /* Make sure there is an empty chair */
  if( waiting_customers >= 5 ){
    signal( mutex );
    return 0;
  }
  /* there is now a new waiting customer */
  waiting_customers += 1;
  signal( mutex );
  /* Wake the barber if the shop was empty */
  signal( customers );
  /* Wait for a haircut from the barber */
  wait( haircut );
  return 1;
}

/* Barber loops within this function */
void barber()
{
  while( 1 ){
    /* Go to sleep if there are no customers */
    wait( customers );

    // protect access to shared variables with semaphore mutex 
    wait( mutex );

    /* take customer out of a chair */
    waiting_customers -= 1;

    signal( mutex );

    /* cut hair of the current customer */
    cut_hair();
  
    /* Let the customer go. */
    signal( haircut );
  }
}

Bài 17.Giải quyết bài toán Baber trong trường hợp tiệm có nhiều thợ .

Bài 18.Xét trạng thái hệ thống :

Max

Allocation

Available

R1

R2

R3

R1

R2

R3

R1

R2

R3

P1

3

2

2

1

0

0

P2

6

1

3

2

1

1

P3

3

1

4

2

1

1

P4

4

2

2

0

0

2

 
Nếu tiến tŕnh P2 yêu cầu 4 cho R1, 1 cho R3. hăy cho biết yêu cầu này có thể đáp ứng mà bảo đảm không xảy ra t́nh trạng deadlock hay không ?

Bài 19.Xét trạng thái hệ thống :

Max

Allocation

Available

A

B

C

D

A

B

C

D

A

B

C

D

P1

0

0

1

2

0

0

1

2

P2

1

7

5

0

1

0

0

0

P3

2

3

5

6

1

3

5

4

P4

0

6

5

2

0

6

3

2

P5

0

6

5

6

0

0

1

4

a) Cho biết nội dung của bảng Need.

b) Hệ thông có ở trạng thái an toàn không?

c) Nếu tiến trình P2 có yêu cầu tài nguyên ( 0,4,2,0), yêu cầu này có được đáp ứng tức thời không?