Process Synchronization

✏️ 데이터의 접근

✏️ Race Condition

• S-box(Memory Address Space)를 공유하는 E-box(CPU Process)가 여럿 있는 경우 Race Condition의 가능성이 있음
  • Multiprocessor system
  • 공유 메모리를 사용하는 프로세스들 커널 내부 데이터를 접근하는 루틴들 간

✏️ OS에서 race condition은 언제 발생하는가?

1️⃣ kernel 수행 중 인터럽트 발생 시

• 커널모드 running 중 interrupt가 발생하여 인터럽트 처리 루틴이 수행
  • 양쪽 다 커널 코드이므로 kernel address space 공유

2️⃣ Process가 system call을 하여 kernel mode로 수행 중인데 context switch가 일어나는 경우

• 두 프로세스의 address space 간에는 data sharing이 없음
• 그러나 system call을 하는 동안에는 kernel address space의 data를 access하게 됨 (share)
• 이 작업 중간에 CPU를 preempt 해가면 race condition 발생
  
• 해결책
  • 커널 모드에서 수행 중일 때는 CPU를 preempt하지 않음
  • 커널 모드에서 사용자 모드로 돌아갈 때 preempt

3️⃣ Multiprocessor에서 shared memory 내의 kernel data

• 어떤 CPU가 마지막으로 count를 store했는가? race condition
• multiprocessor의 경우 interrupt enable/disable로 해결되지 X
• 해결책
  1. 한 번에 하나의 CPU만이 커널에 들어갈 수 있게 하는 방법
  2. 커널 내부에 있는 각 공유 데이터에 접근할 때마다 그 데이터에 대한 lock / unlock을 하는 방법

✏️ Process Synchronization 문제

• Process Synchronization (프로세스 동기화) = Concurrency Control (병행 제어)
• 공유 데이터(shared data)의 동시 접근(concurrent access)은 데이터의 불일치 문제(inconsistency)를 발생시킬 수 있음
• 일관성(consistency) 유지를 위해 협력 프로세스(cooperating process)간의 실행 순서(orderly execution)를 정해주는 메커니즘이 필요

• Race condition
  • 여러 프로세스들이 동시에 공유 데이터를 접근하는 상황
  • 데이터의 최종 연산 결과는 마지막에 그 데이터를 다룬 프로세스에 따라 달라짐

• race condition을 막기 위해 concurrent process는 동기화(synchronize)되어야 함

✏️ Exmaple of a Race Condition

✏️ The Critical-Section Probelm

• n개의 프로세스가 공유 데이터를 동시에 사용하기를 원하는 경우
• 각 프로세스의 code segment에는 공유 데이터를 접근하는 코드인 critical section(임계 구역)이 존재
• Problem
  • 하나의 프로세스가 critical section에 있을 때 다른 모든 프로세스는 critical section에 들어갈 수 없어야 함
    

✏️ 프로그램적 해결법의 충족 조건

1️⃣ Mutual Exclusion (상호 배제)

• 프로세스 Pi가 critical section 부분을 수행 중이면 다른 모든 프로세스들은 그들의 critical section에 들어가면 안됨

2️⃣ Progress (진행)

• 아무도 critical section에 있지 않은 상태에서 critical section에 들어가고자 하는 프로세스가 있으면 critical section에 들어가게 해주어야 함

3️⃣ Bounded Waiting (유한 대기)

• 프로세스가 critical section에 들어가려고 요청한 후부터 그 요청이 허용될 때까지 다른 프로세스들이 critical section에 들어가는 횟수에 한계가 있어야 함

가정

• 모든 프로세스의 수행 속도는 0보다 크다
• 프로세스들 간의 상대적인 수행 속도는 가정하지 않는다

✏️ Initial Attempts to Solve Problem

• 두 개의 프로세스가 있다고 가정 P0, P1
• 프로세스들의 일반적인 구조

do{
	entry section
    critical section
    exit section
    remainder section
} while(1);

• 프로세스들은 수행의 동기화(synchronize)를 위해 몇몇 변수를 공유 가능 → synchronization variable

✏️ Algorithm 1

• Synchronization variable

int turn;
initially turn = 0;  → Pi can enter its critical section if (turn == i)

• Process P0

do{
	while (turn != 0);	/* My turn? */ -> 내 차례가 아닐 때에는 while문 돌면서 대기
    critical section
    turn = 1;			/* Now it's your turn */
    remainder section
} while (1);

• Process P1

do{
	while (turn != 1);	/* My turn? */
    critical section
    turn = 0;			/* Now it's your turn */
    remainder section
} while (0);

• Satisfies mutual exclusion, but not progress
• 과잉 양보 : 반드시 한 번씩 교대로 들어가야만 함 (swap-turn)
  • 그가 turn을 내 값으로 바꿔줘야만 내가 들어갈 수 있음
  • 특정 프로세스가 더 빈번히 critical section을 들어가야 한다면?

✏️ Algorithm 2

• Synchronization variables

boolean flag[2];
initially flag[모두] = false;		/* no one is in CS */

Pi ready to enter its critical section if (flag[i] == true)

• Process Pi

do{
	flag[i] = true;		/* Pretend I am in */
	while (flag[j]);	/* Is he also in? then wait */
    critical section
    flag[i] = false;			/* I am out now */
    remainder section
} while (1);

• Satisfies mutual exclusion, but not progress requirement
• 둘 다 2행까지 수행 후 끊임없이 양보하는 상황 발생 가능

✏️ Algorithm 3 (Peterson's ALgorithm)

• Combined synchronization variables of algorithms 1 and 2
• Process Pi

do{
	flag[i] = true;		/* My intention is to enter ...*/
    turn = j;			/* Set to his turn */
	while (flag[j] && turn == j);	/* wait only if ... */
    critical section
    flag[i] = false;
    remainder section
} while (1);

• Meets all three requirements
• solve the critical section problem for two process
• Busy waiting (=spin lock) (계속 CPU와 memory를 쓰면서 wait)

✏️ Synchronization Hardware

• 하드웨어적으로 Test & modify를 atomic하게 수행할 수 있도록 지원하는 경우 앞의 문제는 간단히 해결
  
• Mutual Exclusion with Test & Set

Synchronization variable;
	boolean lock = false;

Process Pi
	do{
    	while(Test_and_Set(lock));
        critical section
        lock = false;
        remainder section
    }

✏️ Semaphores

• 앞의 방식들을 추상화 시킴
• Semaphore S
  • integer variable
  • 아래의 두 가지 atomic 연산에 의해서만 접근 가능 (P : 자원 획득 , V : 반납)

  P(S):		while(S<=0) do no-op; -> wait
  			S--;

  If positice, decrement-&-enter
  Otherwise, wait until positive(busy-wait)

  V(S):
  			S++;

✏️ Critical Section of n Processes

Synchronization variable
semaphore mutex;	/* initially 1: 1rork CS에 들어갈 수 있으 */

Process Pi
do{
	P(mutex);	/* If positive, dec-&-enter, Otherwise, wait */
    critical section
    V(mutex);			/* Increment semaphore */
    remainder section
} while (1);

• busy-wait는 비효율적 (=spin lock)
• Block & Wakeup 방식의 구현 (=sleep lock)

✏️ Block / Wakeup Implementation

• Semaphore를 다음과 같이 정의

typedef struct
{	int value;				/* semaphore */
	struct process *L		/*process wait queue */
} semaphore;

• block과 wakeup를 다음과 같이 가정
  • block
    • 커널은 block을 호출한 프로세스를 suspend시킴
    • 이 프로세스의 PCB를 semaphore에 대한 wait queue에 넣음
  • wakeup(P)
    - block된 프로세스 P를 wakeup시킴
    - 이 프로세스의 PCB를 ready queue로 옮김
    

✏️ Implementation

• block/wakeup version of P() & V()

  P(S):		S.value--;			/* prepare to enter */
  			If (S.value < 0)	/* negative, I cannot enter */
            {		add this process to S.L;
            		block();
            }

  V(S):		S.value++;
  			If (S.value <= 0) {
            		remove a process P from S.L;
                    wakeup(P);
            }

✏️ Busy-wait vs Blcok/wakeup

• Block/wakeup overhead vs Critical section 길이
  • Critical section의 길이가 긴 경우 Block/Wakeup이 적당
  • Critical section의 길이가 매우 짧은 경우 Block/Wakeup overhead가 busy-wait overhead보다 더 커질 수 있음
  • 일반적으로는 Block/wakeup 방식이 더 좋음

✏️ 2 Types of Semaphores

1️⃣ Counting semaphore

• 도메인이 0이상인 임의의 정수값
• 주로 resource counting에 사용

2️⃣ Binary semaphore (=mutex)

• 0 또는 1값만 가질 수 있는 semaphore
• 주로 mutual exclusion (lock/unlock)에 사용

✏️ Deadlock and Starvation

• Deadlock
  • 둘 이상의 프로세스가 서로 상대방에 의해 충족될 수 있는 event를 무한히 기다리는 현상
  • S와 Q가 1로 초기화된 semaphore라 했을 때,
    
• Starvation
  • indefinite blocking
  • 프로세스가 suspend된 이유에 해당하는 semaphore queue에서 빠져나갈 수 없는 현상

✏️ Classical Problems of Synchronization

1️⃣ Bounded-Buffer Problem (Producer-Consumer Problem)

• Shared data
  • buffer 자체 및 buffer 조작 변수 (empty/full buffer의 시작 위치)
• Synchronization variables
  • mutual exclusion → Need binary semaphore (shared data의 mutual exclusion을 위해)
  • resource count → Need integer semaphore (남은 full/empty buffer의 수 표시)
  

2️⃣ Readers-Writers Problem

• 한 process가 DB에 write 중일 때 다른 process가 접근하면 안됨
• read는 동시에 여럿이 해도 됨
• solution
  • Writer가 DB에 접근 허가를 아직 얻지 못한 상태에서는 모든 대기중인 Reader들을 다 DB에 접근하게 해준다
  • Writer는 대기 중인 Reader가 하나도 없을 때 DB 접근이 허용된다
  • 일단 Writer가 DB에 접근 중이면 Reader들은 접근이 금지된다
  • Writer가 DB에서 빠져나가야만 Reader의 접근이 허용된다
• Shared data
  • DB 자체
  • readcount; /* 현재 DB에 접근 중인 Reader의 수 */
• Synchronization variables
  • mutex /* 공유 변수 readcount를 접근하는 코드(critical section)의 mutual exclusion 보장을 위해 사용 */
  • db /* Reader와 writer가 공유 DB 자체를 올바르게 접근하게 하는 역할 */

3️⃣ Dining-Philosophers Problem

• 앞의 solution의 문제점
  • Deadlock 가능성이 있다
  • 모든 철학자가 동시에 배가 고과져 왼쪽 젓가락을 집어버린 경우
• 해결 방안
  • 4명의 철학자만이 테이블에 동시에 앉을 수 있도록 한다
  • 젓가락을 두 개 모두 집을 수 있을 때에만 젓가락을 집을 수 있게 한다
  • 비대칭
    - 짝수(홀수) 철학자는 왼쪽(오른쪽) 젓가락부터 집도록
    

✏️ Monitor

• Semaphore의 문제점

  • 코딩하기 힘듬
  • 정확성(correctness)의 입증이 어려움
  • 자발적 협력(voluntary cooperation)이 필요
  • 한번의 실수가 모든 시스템에 치명적 영향

• ex.
  

• 동시 수행중인 프로세스 사이에서 abstract data type의 안전한 공유를 보장하기 위한 high-level synchronization construct

monitor monitor-name
{	shared variable declarations
	procedure body P1 (...) {
    	...
	}
	procedure body P2 (...) {
    	...
	}
	procedure body Pn (...) {
    	...
	}
	{
	initialization code
	}
}

• 모니터 내에서는 한번에 하나의 프로세스만이 활동 가능
• 프로그래머가 동기화 제약 조건을 명시적으로 코딩할 필요없음
• 프로세스가 모니터 안에서 기다릴 수 있도록 하기 위해 condition variable 사용
  • condition x, y;
• Condition variable은 wait와 signal 연산에 의해서만 접근 가능
  • x.wait();
  • x.wait()을 invoke한 프로세스는 다른 프로세스가 x.signal()을 invoke하기 전까지 suspend된다
  • x.signal();
  • x.signal()은 정확하게 하나의 suspend된 프로세스를 resume한다.
  • Suspend된 프로세스가 없으면 아무 일도 일어나지 않는다

Bounded-Buffer Problem

monitor bounded buffer
{	int buffer[N];
	condition full, empty;
	/* condition var.은 값을 가지지않고 자신의 큐에 프로세스를 매달아서 sleep 시키거나 큐에서 프로세스를 깨우는 역할만 함 */
	void produce (int x)
	{	if there is no empty buffer
    		empty.wait();
		add x to an empty buffer
        full.signal();
	}
	void consume (int *×)
	{	if there is no full buffer
			full.wait();
		remove an item from buffer and store it to *x
        empty.signal();
	}
}

Dining-Philosophers Problem

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참고자료
KOCW, 반효경 교수님, 운영체제