Lecture #5
Concurrency: Mutual
Exclusion and
Synchronization
(상호배제와 동기화)
1
다중 프로세스 처리

Central to the design of modern Operating
Systems is managing multiple processes




Multiprogramming
Multiprocessing
Distributed Processing
Big Issue is Concurrency

Managing the interaction of all of these processes
병행성(Concurrency)
Concurrency arises in:

Multiple applications


Structured applications


Sharing time
Extension of modular design
Operating system structure

OS themselves implemented as a set of processes or
threads
Interleaving and
Overlapping Processes (1)

processes may be interleaved on uniprocessors
Interleaving and
Overlapping Processes (2)

And not only interleaved but overlapped on multiprocessors
Difficulties of Concurrency



Sharing of global resources
Optimally managing the allocation of resources
Difficult to locate programming errors as results
are not deterministic and reproducible.
프로세스 상호작용(Process
Interaction)
프로그램 실행 (Program Execution)


프로그램은 프로세스의 집합으로 이루어진다
프로그램 실행(Program Execution)





순차 실행(Sequential Execution)
병행 실행(Concurrent Execution)
병렬 실행(Parallel Execution)
병행성(동시성:Concurrency) > 병렬성(Parallelism)
프로그램 병행 실행은 실행 시간 최적화에 접근
Operating System
8
병렬 실행(Concurrent Execution)의 문제점



병행 프로세스들(Concurrent processes (or
threads))는 일반적으로 데이터와 자원을 공유한다
만약 공유 데이터에 대한 접근을 적절하게 제어하지
않으면 일부 프로세스는 잘못된 데이터를 접근하게
된다
병행 프로세스의 실행 결과는 병행 프로세스 간의
실행이 섞이는 순서에 의하여 결정되어 진다
Operating System
9
Race Condition (경쟁 상태)

경쟁 상태 (Race Condition)


다수의 프로세스들 또는 쓰레드들이 공유자원을 동시에 읽거나
쓰려고 하는 상태
최종 실행 결과는 프로세스나 쓰레드의 실행 순서에 의해
달라짐.
자원공유(Resource Sharing)
자원경쟁(Resource Competition)
공유 데이터 접근의 예



3 variables: A, B, C which are shared by thread T1
and thread T2
T1 computes C = A+B
T2 transfers amount X from A to B



T2 must do: A = A -X and B = B+X (so that A+B is
unchanged)
But if T1 computes A+B after T2 has done A = A-X
but before B = B+X then T1 will not obtain the
correct result for C = A + B
The resource sharing requires the synchronization
between threads
Operating System
11
병행 실행의 예(1)

생산자 & 소비자 프로세스
n
생산자
프로세스
n-1
(Producer
Process)
…
in
Operating System
1
2
소비자
프로세스
3
(Consumer
Process)
4
out
12
병행 실행의 예(2)

생산자 프로세스 코드

소비자 프로세스 코드
repeat
while count == 0 do no-op;
...
nextc = buffer[out];
nextp에서 한 항목을 생산
out = (out + 1) mod n;
...
while count == n do no-op; count = count - 1;
...
buffer[in] = nextp;
nextc에서 한 항목을 소비
in = (in + 1) mod n;
...
count = count + 1;
until FALSE;
until FALSE;
repeat
Operating System
13
병행 실행의 예(3)

생산자 프로세스 코드

소비자 프로세스 코드
count = count + 1;
count = count - 1;
 register1 = count
register1 = register1 + 1
count = register1
 register2 = count
register2 = register2 - 1
count = register2
Operating System
14
병행 실행의 예(4)

생산자 프로세스와 소비자 프로세스가 병행 실행되는
경우 :
T0: 생산자  register1 = count
T1: 생산자  register1 = register1+1
T2: 소비자  register2 = count
T3: 소비자  register2 = register2-1
T4: 소비자  count = register2
T5: 생산자  count = register1


{register1 = 5}
{register1 = 6}
{register2 = 5}
{register2 = 4}
{count = 4}
{count = 6}
문제점: 두 개의 프로세스가 동시에 count 변수에 접근
해결책:


Operating System
count 변수에 접근하는 순서를 제어, 즉 한번에 하나의
프로세스만이 count 변수에 접근하도록 제어
프로세스 동기화(Process Synchronization)가 필요
15
병렬 실행에서의 자원 공유

병행 실행에서의 자원 공유에 따른 문제점
1.
2.
Operating System
상호 배제(Mutual Exclusion)

병행 프로세스들이 공유 자원을 동시에 접근함으로써 전혀
예기치 못하는 결과가 발생할 수 있다

한 시점에 공유 자원을 접근하는 실행 단위(프로세스 또는
쓰레드)는 단지 하나만 존재하여야 한다
실행 동기화 (Execution Synchronization)

하나의 프로그램은 구성하는 병행 프로세스들은 상호간에
일련의 실행 순서에 맞추어 실행되어야 한다

예: 생산자-소비자 모델에서 생산자가 버퍼에 데이터를
저장하여야 소비자가 데이터 처리가 가능해진다
16
임계구역(critical section) 문제(1)

임계구역(Critical Section: CS)


상호 배제(Mutual Exclusion)



하나의 프로세스가 공유 데이터를 접근하는 코드를 실행할
때에 그 프로세스가 임계구역에 있다라고 정의
The execution of critical sections must be mutually
exclusive
다중 프로세서 환경에서도 임계구역에서 실행하고 있는
프로세스는 오직 하나만 있어야 한다
상호 배제에 대한 접근법

Operating System
병행 실행되는 각 프로세스는 임계구역에 들어가기 위해서는
임계구역 실행에 대한 허용(permission)을 얻어야 한다
17
임계구역(critical section) 문제(2)

임계 구역(critical section) 문제


Operating System
프로세스 동기화 프로토콜을 설계
병행 프로세스의 실행 결과가 실행 순서에 상관없이
일정하도록 프로세스 상호간에 협조하는 프로토콜을 설계
18
임계 구역 문제의 기본 가정(1)

병행 프로세스의 전형적인 구조

진입 구역(entry section)


출구 구역(exit section)


임계 구역 다음에 나오는 영역으로 임계 구역을 벗어나기
위한 코드 영역
잔류 구역(remainder section)

Operating System
임계 구역에 진입하기 위해 허용을 요구하는 코드 영역
프로그램의 나머지 코드 영역
19
임계 구역 문제의 기본 가정(2)

병행 프로세스의 전형적인 구조(계속)
Repeat
entry section
critical section
exit section
remainder section
until FALSE
Operating System
20
임계 구역 문제의 기본 가정(3)






각 프로세스는 0이 아닌 속도로 실행된다
n개의 프로세스의 상대적인 실행 속도에 대한 가정은
없다
n 개의 프로세스의 실행순서에 대한 가정은 없다
많은 CPU가 존재할 수 있다
동일한 메모리 영역을 동시에 접근할 수 없도록
제어하는 메모리 하드웨어가 있다
임계 구역 문제에 대한 해결책을 찾는 것은 진입
구역과 출구 구역의 코드를 정의하는 것이다
Operating System
21
임계 구역 문제의 해결책에 대한
세 가지 요구조건(1)

상호배제(Mutual Exclusion)



항상 최대한 하나의 프로세스만이 임계구역에서 실행할 수 있다
한 프로세스가 임계구역에 있으면 다른 프로세스는 임계구역에
진입할 수 없다
진행(Progress)



Operating System
임계구역에 있는 프로세스가 없고 다른 프로세스들이 임계 구역
진입을 요구할 때에 단지 잔류 구역에서 실행되고 있지 않은
프로세스 만이 임계 구역에 진입할 수 있다
임계 구역 진입 프로세스 선택은 무기한 연기될 수 없다
Deadlock Avoidance
22
임계 구역 문제의 해결책에 대한
세 가지 요구조건(2)

한계 대기(Bounded Waiting)

하나의 프로세스가 임계 구역 진입을 요청한 후에 진입이
허용될 때까지 다른 프로세스가 임계 구역을 진입하는
회수(시간)에 한계를 두어야 한다

Operating System
그렇지 않으면 진입 요청한 프로세스는 기아상태(starvation)가 될
수 있다
23
임계 구역 문제 해결책의 분류

소프트웨어 해결책(Software solutions)


하드웨어 해결책(Hardware solutions)


software algorithms who’s correctness does not rely
on any other assumptions
rely on some special machine instructions
운영체제 해결책(Operation System solutions)

Operating System
OS provide some functions and data structures to the
programmer
24
소프트웨어 해결책

2개의 프로세스를 위한 해결책



n 개의 프로세스를 위한 해결책


Algorithm 1 and 2 are incorrect
Algorithm 3 is correct (Peterson’s algorithm)
the bakery algorithm
Notation


Operating System
2 processes: P0 and P1
When presenting processes, Pi, Pj always denote the other
processes (i != j)
25
Algorithm 1





The shared variable turn is
initialized (to 0 or 1) before
executing any Pi
Pi’s critical section is
executed iff turn = i
Pi is busy waiting if Pj is in
CS: mutual exclusion is
satisfied
Progress requirement is not
satisfied
Process Pi:
repeat
while(turn!=i){};
CS
turn:=j;
RS
until FALSE
Ex: P0 has a large RS and P1 has a small RS. If turn=0, P0
enter its CS and then its long RS (turn=1). P1 enter its CS
and then its RS (turn=0) and tries again to enter its CS:
request refused! He has to wait that P0 leaves its RS.
Operating System
26
Algorithm 2





Keep one BOOL variable for
each process: flag[0] and
flag[1]
Pi signals that it is ready to
enter it’s CS by: flag[i]:=true
Mutual Exclusion is satisfied
but not the progress
requirement
If we have the sequence:
 T0: flag[0]:=true
 T1: flag[1]:=true
Both process will wait forever
to enter their CS: we have a
deadlock
Operating System
Process Pi:
repeat
flag[i]:=true;
while(flag[j]){};
CS
flag[i]:=false;
RS
until FALSE
27
Algorithm 3 (Peterson’s algorithm)




Process Pi:
repeat
flag[i]:=true;
Willingness to enter CS is
turn:=j;
specified by flag[i]:=true
do {} while
If both processes attempt
(flag[j]and turn=j);
to enter their CS
CS
simultaneously, only one
flag[i]:=false;
turn value will last
RS
Exit section: specifies that
Pi is unwilling to enter CS
until FALSE
Initialization:
flag[0]:=flag[1]:=false
turn := 0 or 1
Operating System
28
Algorithm 3: proof of correctness(1)

Mutual exclusion is preserved since:


P0 and P1 are both in CS only if flag[0] = flag[1] = true
and only if turn = i for each Pi (impossible)
The progress and bounded waiting requirements
are satisfied:


Operating System
Pi cannot enter CS only if stuck in while() with condition
flag[ j] = true and turn = j.
If Pj is not ready to enter CS then flag[ j] = false and Pi
can then enter its CS
29
Algorithm 3: proof of correctness(2)




Operating System
If Pj has set flag[ j]=true and is in its while(), then either
turn=i or turn=j
If turn=i, then Pi enters CS. If turn=j then Pj enters CS but
will then reset flag[ j]=false on exit: allowing Pi to enter
CS
but if Pj has time to reset flag[ j]=true, it must also set
turn=i
since Pi does not change value of turn while stuck in
while(), Pi will enter CS after at most one CS entry by Pj
(bounded waiting)
30
n-process solution:
The bakery algorithm (1)


Before entering their CS, each Pi receives a
number. Holder of smallest number enter CS
(like in bakeries, ice-cream stores...)
When Pi and Pj receives the same number:



if I < j then Pi is served first, else Pj is served first
Pi resets its number to 0 in the exit section
Notation:


Operating System
(a, b) < (c, d) if a < c or if a = c and b < d
max(a0,…,ak) is a number b such that b >= ai for i=0,..k
31
The bakery algorithm (2)

Shared data:

choosing: array[0..n-1] of boolean;


number: array[0..n-1] of integer;


initialized to false
initialized to 0
Correctness relies on the following fact:

Operating System
If Pi is in CS and Pk has already chosen its number[k]!= 0, then
(number[i], i) < (number[k], k)
32
The bakery algorithm (3)
Process Pi:
repeat
choosing[i]:=true;
number[i]:=max(number[0]..number[n-1])+1;
choosing[i]:=false;
for j:=0 to n-1 do {
while (choosing[j]) {};
while (number[j]!=0
and (number[j],j)<(number[i],i)){};
}
CS
number[i]:=0;
RS
until FALSE
Operating System
33
소프트웨어 해결책의 단점

임계 구역에 진입하기를 원하는 프로세스는 busy
waiting 한다


필요 없이 CPU 시간을 낭비한다
임계 구역이 긴 경우에는 임계 구역 진입을 기다리는
프로세스를 대기 상태로 전환하는 것( blocking)이
효과적이다
Operating System
34
하드웨어 해결책:
interrupt disabling



On a uniprocessor: mutual
exclusion is preserved but
efficiency of execution is
degraded
Process Pi:
repeat
disable interrupts
 while in CS, we cannot
critical section
interleave execution with
other processes that are in
enable interrupts
RS
remainder section
On a multiprocessor: mutual
until FALSE
exclusion is not preserved
Generally not an acceptable
solution
Operating System
35
하드웨어 해결책:
special machine instructions

일반적으로 하나의 메모리 영역에 대한 접근은 배타적이다


하나의 메모리에 대해 동시에 여러 개의 접근이 이루어질 수
없다
명령어 확장: 같은 메모리 영역에 2 가지의 동작을
원자적으로 (atomically) 실행하는 명령어 제공

예 - reading and writing a memory location



Operating System
test-and-set, xchg(swap) instructions
The execution of such an instruction is mutually
exclusive (even with multiple CPUs)
상호배제 문제를 해결하기 위해 이용
36
test-and-set instruction(1)

A C++ description of test-and-set instruction:
bool testset(int& i)
{
if (i==0) {
i=1;
return true;
} else {
return false;
}
}
Operating System
37
test-and-set instruction(2)

An algorithm that uses
testset instruction for Mutual
Exclusion:


Operating System
Shared variable b is
initialized to 0
Only the first Pi who sets b
enter CS
Process Pi:
repeat
repeat{}
until testset(b);
CS
b:=0;
RS
until FALSE
38
test-and-set instruction (3)

Mutual exclusion is preserved



if Pi enter CS, the other Pj are busy waiting
Problem: still using busy waiting
When Pi exit CS, the selection of the Pj who will
enter CS is arbitrary: no bounded waiting

Operating System
Hence starvation is possible
39
xchg instruction

Processors (ex: Pentium) often provide an
atomic xchg(a,b) instruction that swaps the
content of a and b.
void xchg(int a, int b)
{
int temp;
temp = a;
a = b;
b = temp;
}

xchg(a,b) suffers from the same drawbacks as
test-and-set instruction
Operating System
40
Using xchg for mutual exclusion




Shared variable b is
initialized to 0
Each Pi has a local variable k
The only Pi that can enter CS
is the one who finds b=0
This Pi excludes all the other
Pj by setting b to 1
Operating System
Process Pi:
repeat
k:=1
repeat xchg(k,b)
until k=0;
CS
b:=0;
RS
until FALSE
41
운영체제 해결책

운영체제는 프로세스 동기화를 위한 도구를 제공



Operating System
세마포어(Semaphores)
모니터(Monitors)
메시지 전송(Message Passing)
42
세마포어(Semaphores) (1)

정의 definition



Busy waiting을 요구하지 않는 Synchronization tool
(provided by the OS)
운영체제가 제공하는 하나의 자원
세마포어 S는 다음의 2 atomic and mutually exclusive
operations에 의해서만 접근할 수 있는 정수



wait(S)
signal(S)
Busy waiting avoidance

Operating System
when a process has to wait, it will be put in a blocked
queue of processes waiting for the same event
43
세마포어(Semaphores) (2)

A semaphore is a record (structure):
type semaphore = record
count: integer;
queue: list of process
end;
var S: semaphore;


wait 연산에서 프로세스가 세마포어 S을 기다려야 할 때에는
대기 상태로 전환되어 세마포어 큐에 들어간다
signal 연산은 세마포어 큐로부터 하나의 프로세스를 꺼내어
준비 큐에 저장한다
Operating System
44
세마포어 연산 (atomic)
wait(S):
S.count--;
if (S.count<0) {
block this process
place this process in S.queue
}
signal(S):
S.count++;
if (S.count<=0) {
remove a process P from S.queue
place this process P on ready list
}
 S.count must be initialized to a nonnegative value
(depending on application)
Operating System
45
Semaphores: observations (1)

S.count >=0 일 때


S.count<0 일 때


the number of processes waiting on S = |S.count|
Atomicity and mutual exclusion


the number of processes that can execute wait(S)
without being blocked = S.count
no 2 process can be in wait(S) and signal(S) (on the
same S) at the same time (even with multiple CPUs)
The blocks of code defining wait(S) and signal(S)
are critical sections
Operating System
46
Semaphores: observations (2)

The critical sections defined by wait(S) and
signal(S) are very short


typically 10 instructions
Solutions:

uniprocessor: disable interrupts during these operations
(i.e: for a very short period)


multiprocessor: use previous software or hardware
schemes

Operating System
This does not work on a multiprocessor machine
The amount of busy waiting should be small.
47
Using semaphores for solving critical
section problems




n 개의 프로세스에 적용
S.count을 1로 초기화
단지 하나의 프로세스만 CS
진입이 허용된다 (mutual
exclusion)
S.count을 k로 초기화하면
k 개의 프로세스가 CS에
진입할 수 있다
Operating System
Process Pi:
repeat
wait(S);
CS
signal(S);
RS
until FALSE
48
Using semaphores to synchronize
processes




We have 2 processes: P1
and P2
Statement S1 in P1 needs to
be performed before
statement S2 in P2
Then define a semaphore
‘synch’
Initialize ‘synch’ to 0

Proper synchronization is
achieved by having in P1:
:
S1;
signal(synch);
:

And having in P2:
:
wait(synch);
S2;
:
Operating System
49
생산자/소비자 문제
(producer/consumer problem)

A producer process produces information that
is consumed by a consumer process



예: a print program produces characters that are
consumed by a printer
생성된 정보를 사용할 때까지 저장할 buffer가
필요하다
A common paradigm for cooperating processes
Operating System
50
P/C Problem: unbounded buffer(1)



1차원 배열로 구성된 무한 버퍼(unbounded buffer)
을 가지는 경우
in 은 다음에 생성된 정보를 저장할 위치를 지정
Out 은 다음에 소비될 저장하고 있는 위치를 지정
Operating System
51
P/C Problem: unbounded buffer(2)

semaphore S : to perform mutual exclusion on
the buffer


only 1 process at a time can access the buffer
semaphore N : to synchronize producer and
consumer on the number N (= in - out) of items
in the buffer

Operating System
an item can be consumed only after it has been
created
52
P/C Problem: unbounded buffer(3)

생산자는 항상 자유롭게 생성된 정보를 버퍼에 추가할
수 있다




버퍼에 저장하기 전에 wait(S)
버퍼에 저장한 후에 signal(S)
생산자는 버퍼에 새로운 정보를 추가한 후에 새로운
정보가 생성되었음을 동기화 하기 위해 signal(N) 수행
소비자는 먼저 소비할 정보가 있는지를 검사하기 위해
wait(N)을 수행하고, 정보가 버퍼에 있으면 버퍼를
접근하기 위해 wait(S)/signal(S) 을 수행
Operating System
53
P/C Problem: unbounded buffer(4)
- Solution
Initialization:
S.count:=1;
N.count:=0;
in:=out:=0;
Operating System
append(v):
b[in]:=v;
in++;
take():
w:=b[out];
out++;
return w;
54
P/C Problem: unbounded buffer(5)
- Solution
Producer:
repeat
produce v;
wait(S);
append(v);
signal(S);
signal(N);
until FALSE
Consumer:
repeat
wait(N);
wait(S);
w:=take();
signal(S);
consume(w);
until FALSE
critical sections
Operating System
55
P/C Problem: unbounded buffer(6)

Remarks:

Operating System
The consumer must perform wait(N) before wait(S),
otherwise deadlock occurs if consumer enter CS while
the buffer is empty
56
P/C Problem: finite circular buffer(1)


저장된 정보의 수인 N이 최소한 1 이상일 때에 소비자가 버퍼
접근이 가능하다(ie. N != in – out)
생산자는 버퍼의 빈 공간의 수 E가 1 이상일 때에 버퍼에 정보를
저장할 수 있다
Operating System
57
P/C Problem: finite circular buffer(2)

필요한 세마포어:



Operating System
semaphore S : to have mutual exclusion on buffer access
semaphore N : to synchronize producer and consumer
on the number of consumable items
semaphore E : to synchronize producer and consumer
on the number of empty spaces
58
P/C Problem: finite circular buffer(3)
- Solution
Initialization: S.count:=1;
N.count:=0;
E.count:=k;
append(v):
Producer:
b[in]:=v;
repeat
in:=(in+1)
produce v;
mod k;
wait(E);
take():
w:=b[out];
out:=(out+1)
mod k;
return w;
Operating System
wait(S);
append(v);
signal(S);
signal(N);
until FALSE
critical sections
in:=0;
out:=0;
Consumer:
repeat
wait(N);
wait(S);
w:=take();
signal(S);
signal(E);
consume(w);
until FALSE
59
The Dining Philosophers Problem(1)





5 philosophers who only eat and
think
each need to use 2 forks for
eating
we have only 5 forks
A classical synchronization
problem
Illustrates the difficulty of
allocating resources among
process without deadlock and
starvation
Operating System
60
The Dining Philosophers Problem(2)


Each philosopher is a process
Process Pi:
One semaphore per fork:




fork:
array[0..4] of semaphores
Initialization:
fork[i].count:=1 for i:=0..4
A first attempt 
Deadlock if each philosopher
start by picking his left fork!
Operating System
repeat
think;
wait(fork[i]);
wait(fork[i+1 mod 5]);
eat;
signal(fork[i+1 mod 5]);
signal(fork[i]);
forever
61
The Dining Philosophers Problem(3)




A solution: admit only 4
philosophers at a time that
tries to eat
Then 1 philosopher can
always eat when the other 3
are holding 1 fork
Hence, we can use another
semaphore T that would limit
at 4 the number of
philosophers “sitting at the
table”
Initialize: T.count:=4
Operating System
Process Pi:
repeat
think;
wait(T);
wait(fork[i]);
wait(fork[i+1 mod 5]);
eat;
signal(fork[i+1 mod 5]);
signal(fork[i]);
signal(T);
forever
62
이진 세마포어
(Binary semaphores) (1)


계수 세마포어(counting (or integer) semaphores)
이진 세마포어(binary semaphores)


counting semaphores와 유사하나 “count”가 Boolean 값
(0 또는 1)을 가진다
일반적으로 counting semaphores 보다 사용하기 어렵다

Operating System
예 : k > 1인 값으로 초기화하기 힘들다
63
이진 세마포어
(Binary semaphores)(2)
waitB(S):
if (S.value = 1) {
S.value := 0;
} else {
block this process
place this process in S.queue
}
signalB(S):
if (S.queue is empty) {
S.value := 1;
} else {
remove a process P from S.queue
place this process P on ready list
Operating System }
64
Spinlocks



They are counting semaphores that use busy waiting
(instead of blocking)
Useful on multi processors when critical sections last for a
short time
We then waste a bit of CPU time but we save process switch
wait(S):
S--;
while S<0 do{};
signal(S):
S++;
Operating System
65
세마포어의 문제점



세마포어는 상호배제(mutual exclusion)과 프로세스
동기화에 유용한 도구
wait(S) 와 signal(S)가 여러 프로세스 사이에 분산될 수
있어 전체적인 동작을 이해하는데 어렵다
모든 프로세스에서 세마포어를 정상적으로 사용하여야
한다

Operating System
하나의 프로세스에서 세마포어 사용에 오류가 발생하면 전체
프로세스가 실패할 수 있다
66
모니터(Monitors) (1)

고급 프로그래밍 언어에서 제공하는 동기화 구조
(Synchronization Construct)



세마포어와 동일한 기능을 제공
보다 쉬운 제어 기능을 제공
많은 병행 프로그래밍 언어(Concurrent
Programming Language)에서 지원

Operating System
Concurrent Pascal, Modula-3, uC++, Java...
67
모니터(Monitors) (2)

다음 항목을 포함하는 소프트웨어 모듈:




지역 변수
하나 이상의 프로시듀어(procedures)
초기화 코드(initialization sequence)
모듈 구성
type monitor-name = monitor
local variable declarations
procedure entry P1(…)
begin … end;
procedure entry P2(…)
begin … end;
procedure entry Pn(…)
begin … end;
Operating System
begin
initialization code
end
68
모니터(Monitors) (3)

모니터 동작 특징:




지역 변수는 모니터 내의 프로시저에 의해서만 접근할 수 있다
프로세스는 모니터의 프로시저 호출을 통해 모니터에 진입할 수
있다
언제나 단지 하나의 프로세스만이 모니터 안에 있을 수 있다
모니터는 상호배제(mutual exclusion)를 보장한다


프로그래머가 상호배제를 위하여 별도의 프로그램을 작성할
필요가 없다
공유 데이터 또는 자원을 모니터 안에 둠으로써 보호할 수 있다

Operating System
공유 자원을 지역 변수로 정의
69
조건 변수(Condition variables)

하나의 프로세스가 모니터 내에서 실행되기 전에
기다려야 하는 조건을 나타내는 변수



단지 모니터 내에서만 접근 가능하다
다음의 두개의 연산에 의해서만 접근 및 수정이
가능하다



병행 처리에서의 동기화 도구
cwait(a): 조건 변수 a 에 대해 호출한 함수를 대기 상태로
전환한다
csignal(a): 조건 변수 a 에 대해 대기 상태인 프로세스 중
하나의 프로세스를 선택하여 실행을 재개한다
프로그래머에 의해 프로세스 동기화에 이용된다
Operating System
70
모니터의 동작




71
대기 프로세스는 진입 큐
또는 조건 변수 큐에서
대기한다
하나의 프로세스가
cwait(cn)을 호출하여 조건
변수 cn 의 큐에서 대기하게
된다
csignal(cn)은 모니터가 조건
변수 cn 의 큐에서 하나의
프로세스을 가져와 실행하게
한다
csignal(cn)을 호출한
프로세스는 실행을 중단하고
urgent queue에서 대기한다
Operating System
생산자/소비자 프로세스 문제(1)

Two types of processes:




Synchronization is now
confined within the monitor
append(.) and take(.) are
procedures within the monitor


72
producers
consumers
The procedures are the only
means by which P/C processes
can access the buffer
If these procedures are correct,
synchronization will be correct
for all participating processes
Producer_I:
repeat
produce v;
Append(v);
until FALSE
Consumer_I:
repeat
Take(v);
consume v;
until FALSE
Operating System
생산자/소비자 프로세스 문제(2)

버퍼를 공유하기 위해 모니터(Monitor)가 필요



buffer: array[0..k-1] of items;
두개의 조건 변수:

notfull: csignal(notfull)는 버퍼가 차지 않았음을 나타낸다

notempty: csignal(notempty)는 버퍼가 비어 있지 않음을
나타낸다
버퍼 조작을 위한 포인터와 카운터:

nextin: 다음 항목을 저장할 위치 포인터

nextout: 다음 항목을 가져올 위치 포인터

count: 현재 버퍼에 저장된 항목의 수
Operating System
73
생산자/소비자 프로세스 문제(3)
Monitor boundedbuffer:
buffer: array[0..k-1] of items;
nextin:=0, nextout:=0, count:=0: integer;
notfull, notempty: condition;
Append(v):
if (count=k) cwait(notfull);
buffer[nextin]:= v;
nextin:= nextin+1 mod k;
count++;
csignal(notempty);
Take(v):
if (count=0) cwait(notempty);
v:= buffer[nextout];
nextout:= nextout+1 mod k;
count--;
csignal(notfull);
Operating System
74
메시지 전송(Message Passing)



프로세스간의 통신(interprocess communication :
IPC)을 위한 일반적인 방법:

하나의 컴퓨터 내의 프로세스간 통신

분산 시스템 내의 프로세스간 통신
프로세스 동기화 및 상호배제 문제를 위한 방법으로
이용
두개의 기본적인 연산:

send(destination, message)

receive(source, message)

위의 연산에서 프로세스는 대기상태로 전환될 수도 있고 안될
수도 있다
Operating System
75
메시지 전송을 통한 동기화 (1)

송신측: 일반적으로 send(.,.) 호출한 다음에 실행을
계속한다(non-blocking)



다수의 수신자에게 메시지 전송이 가능하다
보통 수신자가 메시지 수신 여부를 알려 주기를 기대한다
수신측: 일반적으로 receive(.,.) 호출한 다음에
메시지가 수신될 때까지 대기상태가 된다(blocking)


Operating System
보통 수신자는 실행을 계속하기 위해 정보를 요구한다정보가 전송될 때까지 기다린다
송신자가 메시지를 전송 전에 실패한다면 수신자는 무한정
기다리게 된다
76
메시지 전송을 통한 동기화 (2)


다른 가능성을 제공된다
예: blocking send, blocking receive:



Operating System
both are blocked until the message is received
occurs when the communication link is unbuffered (no
message queue)
provides tight synchronization (rendez-vous)
77
메시지 전송에서의 주소 지정

직접 주소 지정(direct addressing):


메시지 전송 연산에서 송신자/수신자를 위해 특정 프로세스
ID를 사용한다
간접 주소 지정(indirect addressing):



Operating System
메시지는 메시지 큐로 구성된 mailbox로 전송된다
송신자는 mailbox로 메시지를 보내고, 수신자는 mailbox에서
메시지를 가져온다
좀 더 일반적이고 편한 전송 방식
78
Mailboxes and Ports



A mailbox can be private to
one sender/receiver pair
The same mailbox can be
shared among several senders
and receivers
Port: a mailbox associated
with one receiver and multiple
senders

Operating System
used for client/server
applications: the receiver is
the server
79
Ownership of ports and mailboxes

Port는 수신 프로세스에 의해 생성되고 소유된다


port는 수신 프로세스가 종료하면 해제된다
Mailbox는 프로세스 요청에 의해 운영체제가
생성한다


Operating System
요청한 프로세스가 소유하게 된다
소유권을 가진 프로세스의 요청이나 종료로 인해 해제된다
80
메시지 형식(Message Format)


헤드와 메시지 본체로 구성
control information:



Operating System
what to do if run out of buffer space
sequence numbers
priority etc.
81
메시지 전송을 통한 상호배제






N 개의 프로세스가 공유할
mailbox mutex 을 생성한다
send() 는 non blocking
receive()는 mutex 가 비어
있으면 blocking empty
초기화:
send(mutex, “go”);
receive()를 처음 호출하는
프로세스 Pi가 임계구역 (CS)에
진입한다
다른 프로세스는 Pi 가 메시지를
전송할 때가 대기한다
Operating System
Process Pi:
var msg: message;
repeat
receive(mutex,msg);
CS
send(mutex,msg);
RS
forever
82
메시지 전송을 통한
생산자/소비자 프로세스 문제(1)
const
capacity = …;
// buffering capacity
null = …;
// empty message
var
i : integer;
procedure producer;
var pmsg : message;
begin
while true do
begin
receive(mayproduce, pmsg);
pmsg ;= produce;
send(mayconsume, pmsg);
end
end;
procedure consumer;
var cmsg : message;
begin
while true do
begin
receive(mayconsume, cmsg);
consume(cmsg);
send(mayproduce, null);
end
end;
Operating System
83
메시지 전송을 통한
생산자/소비자 프로세스 문제(2)
{ parent process }
begin
create_mailbox(mayproduce);
create_mailbox(mayconsume);
for i=1 to capacity do send(mayproduce, null);
parbegin
producer;
consumer;
parend
end
Operating System
84
입력기/출력기 문제
(Readers/Writers Problem)



Any number of readers may simultaneously read
the file
Only one writer at a time may write to the file
If a writer is writing to the file, no reader may read
it
Operating System
85
Operating System
86
Operating System
87