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Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Capítulo 7: Deadlocks.

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1 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Capítulo 7: Deadlocks

2 7.2 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition O Problema do Deadlock Um conjunto de processos bloqueados, cada um bloqueando um recurso e esperando adquirir um recurso bloqueado por outro processo do conjunto Exemplo Sistema com dois drivers de disco P 1 e P 2 possuem um driver e querem adquirir mais um driver Exemplo Semáforos A e B, inicializados como 1 P 0 P 1 wait (A); wait (B); wait(B) ;wait(A);

3 7.3 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Exemplo do cruzamento da ponte Apenas uma mão por vez Cada seção da ponte pode ser vista como um recurso Se um deadlock ocorrer, ele pode ser resolvido se um dos carros der ré (libera recursos e desfaz a ação) Pode ser necessário mover muitos carros se um deadlock ocorrer Inanição é possível Observação A maioria dos OSs não evitam ou lidam com deadlocks

4 7.4 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Exemplo de deadlock Thread-sem-deadlock.py Thread-com-deadlock.py

5 7.5 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Modelo do Sistema Tipos de recurso: R 1, R 2,..., R m Exemplos: Ciclos de CPU, espaço de memória, dispositivos de E/S Cada recurso do tipo R i tem W i instâncias Cada processo usa um recurso da seguinte forma: requisita usa libera

6 7.6 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Caracterização do deadlock Exclusão mútua: apenas um processo pode usar um certo recurso de cada vez Posse e espera: um processo bloqueando pelo menos um recurso está esperando para obter recursos adicionais bloqueados por outros processos Sem preempção: um recurso pode ser liberado apenas voluntariamente por um processo, após o processo ter concluído as suas tarefas Espera circular: existe um conjunto {P 0, P 1, …, P n } de processos esperando de tal forma que P 0 está esperando por um recurso que está bloqueado por P 1, P 1 está esperando por um recurso que está bloqueado por P 2, …, P n–1 está esperando por um recurso que está bloqueado por P n, e P n está esperando por um recurso que está bloqueado por P 0. O deadlock pode ocorrer se 4 condições ocorrem simultaneamente:

7 7.7 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Grafo de alocação de recursos V é particionado em dois tipos: P = {P 1, P 2, …, P n } Conjunto com todos os processos do sistema R = {R 1, R 2, …, R m } Conjunto de todos os recursos do sistema Aresta de requisição – aresta direcionada P i R j Aresta de atribuição – aresta direcionada R j P i Conjunto de vértices V e conjunto de arestas E.

8 7.8 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Grafo de alocação de recursos Processo Tipo de recurso com 4 instâncias P i requisita uma instância de R j P i está bloqueando uma instância de R j PiPi PiPi RjRj RjRj

9 7.9 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Exemplo de grafo de alocação de recursos

10 7.10 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Grafo de alocação de recursos com deadlock

11 7.11 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Grafo de alocação de recursos com ciclo, mas sem deadlock

12 7.12 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Fatos básicos Se um grafo não contém ciclos ausência de deadlock Se um grafo contém ciclos Se existe apenas um instância de cada tipo de recurso, então tem deadlock Se existem diversas instâncias por tipo de recurso, possibilidade de deadlock

13 7.13 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Métodos para lidar com Deadlocks Garantir que o sistema nunca entrará em um estado de deadlock Permitir que o sistema entre em um estado de deadlock e, então, recuperar Ignorar o problema e fingir que deadlocks nunca ocorrem no sistema Usado pela maioria dos sistemas operacionais, incluindo UNIX

14 7.14 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Prevenção de deadlock Exclusão mútua - não é necessário para recursos compartilháveis; contudo, deve ser aplicada aos recursos não compartilháveis Posse e espera – deve garantir que, sempre que um processo solicita um recurso, não possui quaisquer outros recursos Exigir que o processo solicite e aloque todos os seus recursos antes de iniciar a execução, ou permitir que o processo solicite recursos somente quando o processo não tem nenhum recurso alocado Desvantagens Baixa utilização de recursos Inanição possível Restringir a forma como os pedidos podem ser feitos, tratando ao menos uma das condições de deadlock:

15 7.15 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Prevenção de deadlock (Cont.) Ausência de preempção – Se um processo que está em posse de alguns recursos solicita outro recurso que não pode ser imediatamente alocado para ele, então todos os recursos possuídos são liberados Recursos liberados são adicionadas à lista de recursos que o processo está aguardando O processo será reiniciado somente quando ele conseguir todos os recursos que está requisitando Espera circular – impor uma ordenação de todos os tipos de recursos e exigir que cada processo solicite recursos na ordem crescente de numeração Problemas Como numerar recursos? Pedidos de recursos são feitos pelo programador, que desconhece a ordem imposta pelo sistema

16 7.16 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Impedimento de Deadlock Modelo mais simples e mais útil Exige que cada processo declare o número máximo de recursos de cada tipo que pode precisar O algoritmo para evitar deadlock examina dinamicamente o estado de alocação de recursos para garantir que nunca pode haver uma condição de espera circular O estado de alocação de recursos é definido pelo número de recursos disponíveis e alocados Exige que os processos declarem a sua demanda máxima Requer que o sistema tenha informações adicionais a priori A ideia é garantir que o processo fique em um estado seguro.

17 7.17 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Estado Seguro Quando um processo solicita um recurso disponível, o sistema deve decidir se a alocação imediata deixa o sistema em um estado seguro O sistema está em estado seguro se existe uma sequência de todos os processos do sistema de tal forma que, para cada P i, os recursos que P i ainda pode solicitar podem ser atendidos pelos recursos atualmente disponíveis + recursos mantidos por todos P j, com j

18 7.18 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Fatos básicos Se um sistema está em estado seguro não ocorre deadlocks Se um sistema está em estado inseguro possibilidade de deadlock Para evitar deadlocks assegurar que um sistema nunca entrará em um estado inseguro

19 7.19 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Estados seguro, inseguro e de deadlock

20 7.20 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Algoritmos para evitar deadlocks Única instância de um tipo de recurso Use um gráfico de alocação de recursos Várias instâncias de um tipo de recurso Use o algoritmo do banqueiro

21 7.21 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Esquema Gráfico de Alocação de Recursos Aresta de reivindicação P i R j indica que o processo P j pode solicitar recursos R j Representada por uma linha tracejada A aresta de reivindicação é convertida para aresta de pedido quando o processo solicita o recurso A aresta de pedido é convertida para uma aresta de atribuição quando o recurso é alocado ao processo Quando um recurso é liberado por um processo, a aresta de atribuição é convertida em uma aresta de reivindicação Os recursos devem ser reivindicados a priori no sistema

22 7.22 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Gráfico de Alocação de Recursos

23 7.23 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Estado inseguro em Gráfico de Alocação de Recursos

24 7.24 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Algoritmo Gráfico de alocação de Recursos Suponha que o processo P i requisite o recurso R j O pedido pode ser concedido apenas se a conversão da aresta de pedido para uma aresta de atribuição não resultar na formação de um ciclo no gráfico de alocação de recursos

25 7.25 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Algoritmo do Banqueiro Usado quando existem várias instâncias de cada recurso Cada processo precisa informar a quantidade máxima que pode utilizar de cada recurso Quando um processo solicita um recurso, talvez precise esperar para poder alocá-lo Quando um processo recebe todos os seus recursos, deve devolvê- los em uma quantidade finita de tempo

26 7.26 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Estruturas de Dados para o algoritmo do banqueiro Disponível: Vetor de tamanho m. Se disponível [j] = k, existem k instâncias do tipo de recurso R j disponíveis Max: matriz n x m. Se Max [i, j] = k, então o processo P i pode solicitar no máximo k recursos do tipo R j Alocação: matriz n x m. Se Alocação [i, j] = k então P i tem atualmente k instâncias do recurso R j Precisa: matriz n x m. Se Precisa [i, j] = k, então P i pode precisar de mais k instâncias do R j para completar sua tarefa Precisa [i, j] = Max [i, j] - Alocação [i, j] Seja n o número de processos e m o número de tipos de recursos:

27 7.27 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Algoritmo de segurança 1.Sejam Trabalho e Fim vetores de comprimento m e n, respectivamente. Inicialize: Trabalho = Disponível Fim [i] = falso para i = 0, 1, …, n- 1 2.Encontre um i de tal forma que ambas as condições sejam verdadeiras: (a) Fim [i] = falso (b) Precisa[i] Trabalho Se esse i não existir, ir para passo 4 3. Trabalho = Trabalho + Alocação[i] Fim[i] = verdadeiro Vá para passo 2 4.Se Fim [i] == verdadeiro para todo i, então o sistema está em um estado seguro

28 7.28 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Algoritmo de pedido de recursos para o Processo P i Pedido = vetor de pedido para o processo P i. Se Pedido[i][j] = k, então o processo P i quer k instâncias do tipo de recurso R j 1.Se Pedido[i] Precisa[i], vá para o passo 2. Do contrário, gere uma exceção, pois o processo pediu mais do que o máximo. 2.Se Pedido[i] Disponível, vá para passo 3. Do contrario, P i precisa esperar, pois os recursos não estão disponíveis 3.Finja alocar os recursos requisitados para P i modificando os estados da seguinte forma: Disponível = Disponível – Pedido Alocação[i] = Alocação[i] + Pedido[i] Precisa[i] = Precisa[i] – Pedido[i] Execute o algoritmo de segurança Se seguro aloque os recursos para Pi Se inseguro Pi precisa esperar e o estado anterior de alocação deve ser restaurado

29 7.29 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Exemplo de Algoritmo do Banqueiro 5 processos: P 0 até P 4 3 tipos de recursos: A (10 instâncias), B (5 instâncias) e C (7 instâncias) Estado em T 0 : Alocação MaxDisponível A B C A B C A B C P P P P P

30 7.30 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Exemplo (Cont.) O conteúdo da matriz Precisa é definido como Max – Alocação Precisa A B C P P P P P O sistema está em um estado seguro, pois a sequência satisfaz o critério de segurança

31 7.31 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Exemplo: P 1 pede (A=1,B=0,C=2) Verifique que Pedido Disponível (ou seja, (1,0,2) (3,3,2)) AlocaçãoPrecisaDisponível A B CA B CA B C P P P P P A execução do algoritmo de segurança mostra que a sequência satisfaz o requisito de segurança O pedido (3,3,0) feito por P 4 pode ser concedido? O pedido (0,2,0) feito por P 0 pode ser concedido?

32 7.32 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Detecção de Deadlock Permitir que o sistema entre no estado de deadlock Algoritmo de detecção Regime de recuperação

33 7.33 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Única instância de cada tipo de recurso Manter gráfico de espera Nós são processos P i P j se P i está esperando por P j Periodicamente, invocar um algoritmo que procura por um ciclo no gráfico. Se houver um ciclo, existe um deadlock Um algoritmo para detectar um ciclo em um gráfico requer uma ordem de n 2 operações, onde n é o número de vértices no gráfico

34 7.34 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Gráfico de alocação de recursos e gráfico de espera Gráfico de alocação de recursosGráfico de espera correspondente

35 7.35 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Recuperação de deadlock: encerramento de processos Opções Abortar todos os processos em deadlock Abortar um processo de cada vez, até o ciclo de bloqueio seja eliminado Em que ordem devemos abortar? – Prioridade do processo – Quanto tempo o processo já executou e quanto tempo ainda falta de execução – Recursos que o processo usou – Recursos necessários para completar a execução do processo – Quantos processos precisarão ser terminados – É um processo interativo ou batch?

36 7.36 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Recuperação de deadlock: preempção de recursos Seleção de uma vítima - minimizar o custo Rollback - retornar o processo a um estado seguro Reiniciar o processo nesse estado seguro Problema Inanição - o mesmo processo pode sempre ser escolhido como vítima

37 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Fim do Capítulo 7


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