Управление задачами. Синхронизация процессов. Проблемы тупиков и гонок. Методы борьбы с ними.

Если несколько задач одновременно попытаются изменить некоторую общую область данных, а конечное значение данных при этом будет зависеть от того, какая задача обратится к этой области первой, возникнет ситуация, которую называют состоянием «гонок» (race condition). В случае, когда несколько задач попытаются обновить один и тот же ресурс данных, такое состояние «гонок» называют «гонкой»данных (data race). Какая задача в нашей программе поддержки электронного банка первой получит доступ к остатку на счете, определяется результатом работы планировщика задач операционной системы, состоянием процессоров, временем ожидания и случайными причинами. В такой ситуации создается состояние «гонок». И какое значение в этом случае должен сообщать банк в качестве реального остатка на счете?

Несмотря на то, что мы хотели бы, чтобы наша программа позволяла одновременно обрабатывать множество операций по снятию денег со счета и вложению их на депозит, нам нужно координировать эти задачи в случае, если окажется, что операции снятия и вложения денег должны быть применены к одному и тому же счету. Всякий раз когда задачи одновременно используют модифицируемый ресурс, к ресурсному доступу этих задач должны быть применены определенные правила и стратегии. Например, в нашей программе поддержки банковских операций со счетами мы могли бы всегда выполнять любые операции по вложению денег до выполнения каких бы то ни было операций по их снятию. Мы могли бы установить правило, в соответствии с которым доступ к счету одновременно могла получать только одна транзакция. И если окажется, что к одному и тому же счету одновременно обращается сразу несколько транзакций, их необходимо задержать, организовать их выполнение в соответствии с некоторым правилом очередности, а затем предоставлять им доступ к счету по одной (в порядке очереди). Такие правила организации позволяют добиться надлежащей синхронизации действий.

может быть использован так называемый аппарат событий. С помощью этого средства могут решаться не только проблемы взаимного исключения, но и более общие задачи синхронизации процессов. В разных операционных системах аппарат событий реализуется по своему, но в любом случае используются системные функции аналогичного назначения, которые условно назовем WAIT(x) и POST(x), где x - идентификатор некоторого события. На рисунке 2.5 показан фрагмент алгоритма процесса, использующего эти функции. Если ресурс занят, то процесс не выполняет циклический опрос, а вызывает системную функцию WAIT(D), здесь D обозначает событие, заключающееся в освобождении ресурса D. Функция WAIT(D) переводит активный процесс в состояние ОЖИДАНИЕ и делает отметку в его дескрипторе о том, что процесс ожидает события D. Процесс, который в это время использует ресурс D, после выхода из критической секции выполняет системную функцию POST(D), в результате чего операционная система просматривает очередь ожидающих процессов и переводит процесс, ожидающий события D, в состояние ГОТОВНОСТЬ.

Обобщающее средство синхронизации процессов предложил Дейкстра, который ввел два новых примитива. В абстрактной форме эти примитивы, обозначаемые P и V, оперируют над целыми неотрицательными переменными, называемыми семафорами. Пусть S такой семафор. Операции определяются следующим образом:

V(S): переменная S увеличивается на 1 одним неделимым действием; выборка, инкремент и запоминание не могут быть прерваны, и к S нет доступа другим процессам во время выполнения этой операции.

P(S): уменьшение S на 1, если это возможно. Если S=0, то невозможно уменьшить S и остаться в области целых неотрицательных значений, в этом случае процесс, вызывающий P-операцию, ждет, пока это уменьшение станет возможным. Успешная проверка и уменьшение также является неделимой операцией. Реализация критической секции с использованием системных функций WAIT(D) и POST(D)

В частном случае, когда семафор S может принимать только значения 0 и 1, он превращается в блокирующую переменную. Операция P заключает в себе потенциальную возможность перехода процесса, который ее выполняет, в состояние ожидания, в то время как V-операция может при некоторых обстоятельствах активизировать другой процесс, приостановленный операцией P (сравните эти операции с системными функциями WAIT и POST).

7 Устанавливает логический порядок, соответствующий указанному имени индексного файла.

§ property DefaultIndex: Boolean;

Устанавливает логический порядок по умолчанию, действующий только при пустом IndexName. Если DefaultIndex=TRUE и таблица имеет первичный ключ, то он и определяет логический порядок, иначе используется физический порядок.

Отметим, что ранее рассмотренные First, Next, Eof... выполняются в соответствии с текущим установленным логическим порядком.

¨ Выполнить поиск по ключу.

function FindKey

(const KeyValues: array of const): Boolean;

FindKey выполняет поиск строки по ее ключу, заданное значение ключа (значение KeyValues) должно соответствовать текущему логическому порядку. Если строка была найдена, то она становится текущей и FindKey возвращает TRUE.

¨ Установить операционную связь (Master-Detal).

В операционной связи участвуют две таблицы Ведущая (Master) и Ведомая (Detal), любое перемещение маркера текущей строки в ведущей таблице вызывает перемещение в ведомой на соответствующую строку. Операционная связь определяется (и реализуется) с помощью двух ключей:

§ Для Detal-таблицы (ведомой) надо установить логический порядок (индексный файл), его ключ упорядочения используется в качестве Detal-ключа.

§ Для Master-таблицы (ведущей) надо указать Master-ключ (список полей Master-таблицы).

§ В операционной связи Detal-таблица автоматически позиционируется на строке, у которой Detal-ключ равен Master-ключу текущей строки Master-таблицы.

Для установления связей с объектами – источниками данных в Delphi используются объекты специального классаTDataSource. Мы рассмотрим только одно свойство объектов этого класса property DataSet: TDataSet. Оно позволяет указать на объект типа TTable – источник данных.

Физическая организация файла описывает правила расположения файла на устройстве внешней памяти, в частности на диске. Файл состоит из физических записей - блоков. Блок - наименьшая единица данных, которой внешнее устройство обменивается с оперативной памятью. Непрерывное размещение - простейший вариант физической организации при котором файлу предоставляется последовательность блоков диска, образующих единый сплошной участок дисковой памяти. Для задания адреса файла в этом случае достаточно указать только номер начального блока. Другое достоинство этого метода - простота. Но имеются и два существенных недостатка. Во-первых, во время создания файла заранее не известна его длина, а значит не известно, сколько памяти надо зарезервировать для этого файла, во-вторых, при таком порядке размещения неизбежно возникает фрагментация, и пространство на диске используется не эффективно, так как отдельные участки маленького размера (минимально 1 блок) могут остаться не используемыми.

Физическая организация файла: непрерывное размещение (а); связанный список кластеров (б); связанный список индексов (в); перечень номеров кластеров (г)

Связанный список кластеров (рис. 2, б). При таком способе в начале каждого кластера содержится указатель на следующий кластер. В этом случае адресная информация минимальна: — номер первого кластера. В отличие от предыдущего способа каждый кластер может быть присоединен к цепочке кластеров какого-либо файла, следовательно, фрагментация на уровне кластеров отсутствует. Файл может изменять свой размер во время своего существования, наращивая число кластеров. Недостатком является сложность реализации доступа к произвольно заданному месту файла — чтобы прочитать пятый по порядку кластер файла, необходимо последовательно прочитать четыре первых кластера, прослеживая цепочку номеров кластеров. Кроме того, при этом способе количество данных файла, содержащихся в одном кластере, не равно степени двойки (одно слово израсходовано на номер следующего кластера), а многие программы читают данные кластерами, размер которых равен степени двойки.

Связанный список индексов (рис. 2, в). Файлу выделяется память в виде связанного списка кластеров. Номер первого кластера запоминается в записи каталога, где хранятся характеристики этого файла. Остальная адресная информация отделена от кластеров файла. С каждым кластером диска связывается некоторый элемент — индекс. Индексы располагаются в отдельной области диска —таблица FAT (File Allocation Table). Когда память свободна, все индексы имеют нулевое значение. Если некоторый кластер N назначен некоторому файлу, то индекс этого кластера становится равным либо номеру М следующего кластера данного файла, либо принимает специальное значение, являющееся признаком того, что этот кластер является для файла последним. Индекс же предыдущего кластера файла принимает значение N, указывая на вновь назначенный кластер.

При такой физической организации сохраняются все достоинства предыдущего способа: минимальность адресной информации, отсутствие

фрагментации, отсутствие проблем при изменении размера. Кроме того, данный способ обладает дополнительными преимуществами. Во-первых, для доступа к произвольному кластеру файла не требуется последовательно считывать его кластеры, достаточно прочитать только секторы диска, содержащие таблицу индексов, отсчитать нужное количество кластеров файла по цепочке и определить номер нужного кластера. Во-вторых, данные файла заполняют кластер целиком, а значит, имеют объем, равный степени двойки.

Достоинством i-узлов является также высокая скорость доступа к произвольному кластеру файла, так как здесь применяется прямая адресация. Фрагментация на уровне кластеров также отсутствует.

Однако с такой схемой связана проблема, заключающаяся в том, что при выделении каждому файлу фиксированного количества адресов кластеров этого количества может не хватить. Выход из этой ситуации может быть в сочетании прямой и косвенной адресации. Такой поход реализован в файловой системе ufs, используемой в ОС UNIX, схема адресации в которой приведена на рисунке 62.

Рис. 62. Файловая система ufs

Для хранения адреса файла выделено 15 полей, каждое из которых состоит из 4 байт. Если размер файлов меньше или равен 12 кластерам, то номера этих кластеров непосредственно перечисляются в первых двенадцати полях адреса. Если кластер имеет размер 8 Кбайт, то можно адресовать файл размеров до 8 Кбайт * 12 = 98304 байт. Если размер кластера превышает 12 кластеров, то следующее 13 поле содержит адрес кластера, в котором могут быть расположены номера следующих кластеров, и размер файла может