Prova teorica 2014.07.16

Testo: [1]

Esercizio c.1

Soluzione di S.G

/*
 * Esercizio c.1: scrivere il monitor mMbb che realizzi un meccanismo di un minmax bounded buffer.
 * Dopo le prime MIN operazioni di scrittura, un minmax bounded buffer deve sempre avere almeno MIN elementi e mai piu' di MAX
 * elementi (e' quindi limitato sia nell'ampiezza massima, sia nell'ampiezza minima).
 * Le funzioni (procedure entry) read e write del minmax bounded buffer hanno gli stessi argomenti e valori di ritorno di quelle del
 * producer/consumer o del bounded buffer ordinario.
 */
#define MIN
#define MAX
#define SIZE // con SIZE >= MAX

monitor mMbb{
	
	generic_type bb[];
	int front, rear, count;
	condition R, W;
	
	void mMbb(void){
		bb = new generic_type[SIZE];
		front = rear = count = 0;
	}
	
	procedure_entry generic_type read(){
		while(count < MIN)	// Controllo che il buffer abbia MIN elementi per poter leggere
			R.wait();
		
		generic_type ret = bb[rear];
		count--;
		rear = (rear + 1) % SIZE;
		W.signal();
		return ret;
	}
	
	procedure_entry write(generic_type c){
		while(count >= MAX)	// Controllo che il buffer non abbia MAX elementi per poter scrivere
			W.wait();
		
		bb[front] = c;
		count++;
		front = (front + 1) % SIZE;
		R.signal();	
	}
	
}

S.G (talk) 17:21, 2 December 2016 (CET)

Non è fifo. Perché? Renzo (talk) 07:43, 3 December 2016 (CET)

Nel caso in cui MIN vale 3 e arrivino tre processi lettori nel seguente ordine, L1, L2, L3, avremmo che la coda di R è la seguente:

R: L1, L2, L3

Ora arriva un processo scrittore S1, viene eseguito liberando un lettore (R.signal) cioè L1. A questo punto L1 riprende la sua esecuzione, riesegue il ciclo e rientra nello stato di attesa. Quindi ora la coda di R è la seguente:

R: L2, L3, L1

Si potrebbe risolvere il problema modificando le funzioni write e read nel seguente modo:

procedure_entry generic_type read(){
		if(count < MIN)	// Controllo che il buffer abbia MIN elementi per poter leggere
			R.wait();
		
		generic_type ret = bb[rear];
		count--;
		rear = (rear + 1) % SIZE;
		if(count < MAX)
			W.signal();
		return ret;
	}
	
	procedure_entry write(generic_type c){
		if(count >= MAX)	// Controllo che il buffer non abbia MAX elementi per poter scrivere
			W.wait();
		
		bb[front] = c;
		count++;
		front = (front + 1) % SIZE;
		if(count > MIN)
			R.signal();	
	}

S.G (talk) 10:37, 3 December 2016 (CET)

Soluzione di Stefano Zaniboni

/*esercizio 1*/

monitor mMbb{
	object[] buffer; //spazio di memorizzazione
	
	final int MAXELEM; // numero massimo di elementi che ci possono essere nel buffer
	final int MINELEM; //numero minimo di elementi --> numero di scritture minime
	
	condition okW; // dove mi fermo se non posso scrivere
	condition okR; // dove mi fermo se non posso leggere

	int count; // elementi presenti nel buffer
	int front;   // contatore al elemento prodotto
	int rear;   // contatore al elemento consumato	
	

	mMbb(){
		 buffer = new Object[MAXELEM];
    	count = rear = front = 0;
	}


	procedure entry object read(){
		if ((count < MINELEM))  //se il buffer e' pieno oppure non ci sono min elem chiamo la wait
    		     okR.wait();
  		eltype val = buffer[rear]; // assegno al val l'elemento che ho letto e poi aggiorno rear
		rear = ((rear + 1) % (MAXELEM -1 ));  // aggiorno rear;
		count--; // decremento count per dire che ho consumato un elemento
  		okW.signal(); // qui faccio signal sui produttori che adesso possono scrivere
  		return retval;
	}
	procedure entry void write(int val){
		if (count == buffer.length) //se il buffer e' pieno mi fermo
    		      okW.wait();
  		buffer[front] = val; //scrivo elemento
  		count++; //aggiorno i prodotti disponibili
  		front = ((front+1)%(MAXELEM - 1)); // aggiorno il contatore front a puntare nella prossima posizione

  		okR.signal();
	}

}

Soluzione di Sav

monitor mMbb {

     condition oktowrite, oktoread
     int waitingW = 0, waitingR = 0
     buffer buffermM

     procedure entry write(val) {

                     if ( buffermM.len()>= MAX)
                               waitingW++;
                               oktowrite.wait();
                               waitingW--;
                               buffermM.enqueue(val);
                     buffermM.enqueue(val);

                     while(buffermM.len()>= MIN)
                            oktoread.signal();     }

      procedure entry read()   {
 
                      if (buffermM.len()< MIN)
                               waitingR++;
                               oktoread.wait();
                               waitingR--;
                               buffermM.dequeue();
                               oktowrite.signal();
                      buffemM.dequeue();
                      oktowrite.signal();

                                }

Esercizio c.2

Soluzione di S.G

/*
 * Esercizio c.2: Facendo uso di semafori scrivere la funzione rendezvous che consenta ai processi di sincronizzarsi secondo le
 * seguenti specifiche:
 * – Ogni processo indica come parametro della funzione rendezvous con quanti altri processi vuole sincronizzarsi.
 * – M processi che chiamano la rendezvous con parametro N rimangono bloccati se M<N.
 * – Quando l'N-mo processo richiama la rendezvous specificando N come parametro, lui e gli N-1 sospesi devono proseguire
 * nelle propria esecuzione
 */

struct S {
	Semaphore sem;
	int N; // parametro della funzione rendezvous con quanti altri processi vuole sincronizzarsi
	int I; // Contatore dei processi che richiamano rendezvous con paramentro N
}

List<S> listS = new List[]; // Lista di possibili semafori

Semaphore mutex = new Semaphore(1);		// Variabile che consente la mutua esclusione

rendevouz(int n){
	mutex.P();	// Ottengo la mutua esclusione
	
	find = FALSE;
	for(s in listS){	// Cerco il semaforo nella lista
		if(s.N == n){	
			find = TRUE;
			break;
		}
	}
	if(find == FALSE){	// se non è presente nella lista lo creo
		struct S s;
		s.sem = new semaphore(0);
		s.N = n;
		s.I = 0;
		listS.insert(s);
	}
	
	s.I++;
	if(s.I == s.N){		// Quando l'N-mo processo richiama la rendezvous specificando N come parametro
		while(s.I--)	// lui e gli N-1 sospesi devono proseguire nelle propria esecuzione
			s.sem.V();
	}
	else if(s.I < s.N){	// M processi che chiamano la rendezvous con parametro N rimangono bloccati se M<N
		s.sem.P();
	}
	
	mutex.V();	// Rilascio la mutua esclusione
}

Ho qualche dubbio su questa soluzione, riguardo la linea presente l'istruzione s.sem.P(), il processo viene immediatamente bloccato? Se si dovrei rilasciare la mutua esclusione prima quindi? S.G (talk) 16:43, 3 December 2016 (CET)

Si, la mutua esclusione va, in linea di principio, sempre rilasaciata prima di un' operazione P() poichè il processo che la chiama potrebbe bloccarsi tenendo con se la mutua esclusione e causando quindi deadlock.--FedericoP (talk) 10:37, 15 January 2017 (CET)

Soluzione di MV

// ------------------------- SOLUZIONE DI MV -------------------------

void rendezvous(int N)
{
	struct S { Semaphore sem; int N; int M };
	
	static List<struct S> L = new List<struct S>();
	static Semaphore mutex = new Semaphore(1);
	
	if(N <= 1)	// se N==1 significa che non vuole sincronizzarsi
		return;	// se N<1 non ha senso => esce dalla funzione
	
	bool trovato = false;
	mutex.P();	// prende la mutua esclusione per evitare incoerenze
	// scorre la lista in cerca di un semaforo per N
	for(List<struct S> el = L.head(); !L.last(el) && !trovato; el = L.next(el) )
		if(el.content.N == N)	// se esiste
		{
			trovato = true;
			if(el.content.M == N-1)	// se è l'N-esimo processo
			{
				while(el.content.M)	// sblocca tutti gli altri
				{
					el.content.sem.V();
					el.content.M--;
				}
				mutex.V();
			}
			else		// altrimenti si mette in attesa
			{
				el.content.M++;
				mutex.V();
				el.content.sem.P();
			}
			break;
		}
	
	if(!trovato)	// se non esiste lo crea
	{
		// NB: ho ancora la mutua esclusione
		struct S s;
		s.N = N;
		s.M = 1;
		s.sem = new Semaphore(0);
		L.insert_tail(S)	// inserisce nella lista (in coda)
		
		mutex.V():
		// si mette in attesa sul semaforo appena creato (NB: N!=1)
		L.tail().content.sem.P();
	}
}

/* NOTA: gli elementi della lista non vengono deallocati una volta liberato
	il semaforo; questo perchè è ancora possibile una race condition (rara)
	nel caso in cui un processo P1 stia per inserirsi su un semaforo già esistente
	(ha appena fatto mutex.V() ) e un altro P2 riesca ad entrare nel ciclo e
	liberare tutti => P2 effettua una V in più e P1 esce subito dalla P
*/

Soluzione di Alexp

List<Queue<Semaphore>> waiting;         //Lista di code di semafori
Semaphore mutex = 1;                    //Semaforo per modificare la lista delle code

void rendezvous(int N){
    if(N >= 2){
        //semaforo da accodare(e su cui si dovrà bloccare il thread nel caso waiting[N].size() < N)
        Semaphore s = 0;
        int i;
        //entriamo nella critical section per modificare una struttura condivisa
        mutex.P();
        //se il chiamante non è l'N-esimo thread
        if(waiting[N].size()+1 < N){
            //accodiamo il semaforo nel caso non ci siano esattamente N thread con cui sincronizzarsi
            waiting[N].enqueue(s);
            //usciamo dalla critical section per non causare deadlock
            mutex.V();
            //fermiamo il thread sul semaforo accodato prima, nel caso in cui debba aspettare
            //questo thread verrà risvegliato dall'N-esimo thread che si sincronizzerà
            s.P();
        }
        //se il thread chiamante è proprio l'N-esimo(quindi dovrà sbloccare tutti)
        else{
            //per ogni thread accodato sulla coda in cui si sincronizzano N thread
            /*
            (in realtà nella coda ci sono N-1 semafori dei thread fermi
             mentre il thread che entra in questo ramo else sarà l'N-esimo)
            */
            for(i = 0; i < N-1; i++){
                //togliamo dalla coda il semaforo e risvegliamo il thread che lo aspettava
                waiting[N].dequeue().V();
            }
            //struttura condivisa modificata, usciamo dalla critical section
            mutex.V();
        }
    }
}