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Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Capítulo 6: Sincronismo de processo
6.2 Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Capítulo 6: Sincronismo de processo
Base O problema da seção crítica Solução de Peterson Hardware de sincronismo Semáforos Problemas clássicos de sincronismo Monitores Exemplos de sincronismo Transações indivisíveis
6.3 Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Base
Acesso concorrente aos dados compartilhados pode resultar em inconsistência de dados
Manutenção da consistência dos dados requer mecanismos para garantir a execução ordenada dos processos em cooperação
Suponha que queiramos oferecer uma solução para um problema de consumidor-produtor que preencha todos os buffers. Podemos fazer isso com um contador inteiro que acompanha o número de buffers cheios. Inicialmente, o contador é definido como 0. Ele é incrementado pelo produtor depois de produzir um novo buffer e é decrementado pelo consumidor depois de consumir um buffer.
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Produtor
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Consumidor
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Condição de race
count++ poderia ser implementado como
register1 = count register1 = register1 + 1 count = register1
count-- poderia ser implementado como
register2 = count register2 = register2 - 1 count = register2
Considere esta execução intercalando com “count = 5” inicialmente:S0: produtor executa register1 = count {register1 = 5}S1: produtor executa register1 = register1 + 1 {register1 = 6} S2: consumidor executa register2 = count {register2 = 5} S3: consumidor executa register2 = register2 - 1 {register2 = 4} S4: produtor executa count = register1 {count = 6 } S5: consumidor executa count = register2 {count = 4}
6.7 Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Solução do problema de seção critica
1. Exclusão mútua – Se o processo Pi estiver executando em sua seção crítica, então nenhum outro processo poderá estar executando em suas seções críticas.
2. Progresso – Se nenhum processo estiver executando em sua seção crítica e houver alguns processos que queiram entrar em sua seção crítica, então a seleção dos processos que entrarão na seção crítica em seguida não poderá ser adiada indefinidamente.
3. Espera limitada - É preciso haver um limite sobre o número de vezes que outros processos têm permissão para entrar em suas seções críticas depois que um processo tiver feito uma solicitação para entrar em sua seção crítica e antes que essa solicitação seja concedida Suponha que cada processo seja executado em uma
velocidade diferente de zero Nenhuma suposição referente à velocidade relativa dos N
processos
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Problema de seção crítica
1. Condição race – Quando há acesso simultâneo aos dados compartilhados e o resultado final depende da ordem de execução.
2. Seção crítica – Seção do código onde os dados compartilhados são acessados.
3. Seção de entrada - Código que solicita permissão para entrar em sua seção crítica.
4. Seção de saída – Código executado após a saída da seção crítica.
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Estrutura de um processo típico
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Solução de Peterson
Solução em dois processos Suponha que as instruções LOAD e STORE sejam
indivisíveis; ou seja, não podem ser interrompidas. Os dois processos compartilham duas variáveis:
int turn; Boolean flag[2]
A variável turn indica de quem é a vez de entrar na seção crítica.
O array flag é usado para indicar se um processo está pronto para entrar na seção crítica. flag[i] = true implica que o processo Pi está pronto!
6.11 Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Algoritmo para o processo Pi
6.12 Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Seção crítica usando locks
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Hardware de sincronismo
Muitos sistemas oferecem suporte do hardware pra o código da seção crítica
Uniprocessadores – poderiam desativar interrupções Código atualmente em execução poderia ser executado
sem preempção Geralmente muito ineficaz em sistemas
multiprocessadores Sistemas operacionais usando isso não são
totalmente escaláveis Máquinas modernas oferecem instruções de hardware
especiais indivisíveis Indivisível = não interrompida
Ou testa word da memória e define valor Ou troca conteúdo de duas words da memória
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Estrutura de dados para soluções de hardware
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Solução usando GetAndSet
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Solução usando Swap
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Semáforo
Ferramenta de sincronismo que não exige espera ocupada Semáforo S – variável inteira Duas operações padrão modificam S: acquire() e release()
Originalmente chamadas P() e V() Menos complicado Só pode ser acessado por duas operações indivisíveis
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Semáforo como ferramenta geral de sincronismo
Semáforo de contagem – valor inteiro pode variar por um domínio irrestrito
Semáforo binário – valor inteiro só pode variar entre 0 e 1; pode ser mais simples de implementar Também conhecidos como locks mutex
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Exemplo Java usando semáforos
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Exemplo Java usando semáforos
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Implementação de semáforo
Precisa garantir que dois processos não poderão executar acquire () e release () no mesmo semáforo ao mesmo tempo
Assim, a implementação se torna o problema de seção crítica onde o código de espera e sinal são colocados na seção crítica. Agora poderia ter espera ocupada na
implementação da seção crítica Mas o código de implementação é curto Pouca espera ocupada se a seção crítica
raramente for ocupada Observe que as aplicações podem gastar muito tempo
nas seções críticas e, portanto, essa não é uma boa solução.
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Implementação de semáforo sem espera ocupada
Com cada semáforo existe uma fila de espera associada. Cada entrada em uma fila de espera possui dois itens de dados: valor (do tipo integer) ponteiro para próximo registro na lista
Duas operações: block – coloca o processo que chama a
operação na fila de espera apropriada. wakeup – remove um dos processos na fila
de espera e o coloca na fila de prontos.
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Implementação de semáforo sem espera ocupada (cont.)
Implementação de acquire():
Implementação de release():
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Deadlock e starvation
Deadlock – dois ou mais processos estão esperando indefinidamente por um evento que só pode ser causado somente por um dos processos esperando
Sejam S e Q dois semáforos inicializados com 1
P0 P1
S.acquire(); Q.acquire(); Q.acquire(); S.acquire();
. .
. .
. . S.release(); Q.release();
Q.release(); S.release(); Starvation – lock indefinido. Um processo pode nunca ser removido
da fila de semáforo em que ele é suspenso.
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Problemas clássicos de sincronismo
Problema de buffer limitado Problema de leitores-escritores Problema do jantar dos filósofos
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Problema de buffer limitado
N buffers, cada um podendo manter um item Mutex de semáforo inicializado com o valor 1 Semáforo cheio inicializado com o valor 0 Semáforo vazio inicializado com o valor N.
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Problema de buffer limitado
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Problema de buffer limitado
Método insert()
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Problema de buffer limitado
Método remove()
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Problema de buffer limitado (cont.)
A estrutura do processo produtor
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Problema de buffer limitado (cont.)
A estrutura do processo consumidor
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Problema de buffer limitado (cont.)
A Factory
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Problema de leitores-escritores Um conjunto de dados é compartilhado entre diversos
processos concorrentes Leitores – só lêem o conjunto de dados; eles não
realizam quaisquer atualizações Escritores – podem ler e escrever.
Problema – permite que vários leitores leiam ao mesmo tempo. Apenas um único escritor pode acessar os dados compartilhados de uma só vez.
Dados compartilhados Conjunto de dados Mutex de semáforo inicializado com 1. db de semáforo inicializado com 1. readerCount inteiro inicializado com 0.
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Problema de leitores-escritores
Interface para locks de leitura-escrita
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Problema de leitores-escritores
Métodos chamados por escritores.
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Problema de leitores-escritores
A estrutura de um processo escritor
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Problema de leitores-escritores
A estrutura de um processo leitor
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Problema do jantar dos filósofos
Dados compartilhados Tigela de arroz (conjunto de dados) Semáforo chopStick [5] inicializado com 1
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Problema do jantar dos filósofos (cont.)
A estrutura do Filósofo i:
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Problemas com semáforos
Uso correto das operações de semáforo:
mutex.acquire() …. mutex.release()
mutex.wait() … mutex.wait()
Omissão de mutex.wait () ou mutex.release() (ou ambos)
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Monitores
Uma abstração de alto nível que oferece um mecanismo conveniente e eficaz para o sincronismo de processo
Somente um processo pode estar ativo dentro do monitor em determinado momento
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Sintaxe de um monitor
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Visão esquemática de um monitor
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Variáveis de condição
Condição x, y; Duas operações em uma variável de
condição: x.wait () – um processo que invoca a
operação é suspenso. x.signal () – retoma um dos processos
(se houver) que invocou x.wait ()
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Monitor com variáveis de condição
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Solução do jantar dos filósofos
6.47 Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Solução do jantar dos filósofos (cont.)
Cada filósofo I invoca as operações takeForks(i) e returnForks(i) na seqüência a seguir:
dp.takeForks (i)
COMER
dp.returnForks (i)
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Sincronismo em Java
Java oferece sincronismo em nível de linguagem. Cada objeto Java possui um lock associado. Esse lock é adquirido pela invocação de um método
sincronizado. Esse lock é liberado na saída do método
sincronizado. Os threads esperando para adquirir o lock do objeto
são colocados no conjunto de entrada para o lock do objeto.
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Sincronismo em Java
Cada objeto possui um conjunto de entrada associado.
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Sincronismo em Java
Métodos sincronizados insert() e remove()
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Sincronismo em Java: wait/notify()
Quando um thread invoca wait():
1. O thread libera do lock do objeto;2. O estado do thread é definido como Blocked; 3. O thread é colocado no conjunto de espera para o objeto.
Quando um thread invoca notify():
1. Um thread qualquer T do conjunto de espera é selecionado;2. T é movido da espera para o conjunto de entrada;3. O estado de T é definido como Runnable.
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Sincronismo em Java
Entrada e conjuntos de espera
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Sincronismo em Java – buffer limitado
6.54 Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Sincronismo em Java - buffer limitado
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Sincronismo em Java
A chamada a notify() seleciona um thread qualquer do conjunto de espera. É possível que o thread selecionado não esteja de fato esperando pela condição para a qual foi notificado.
A chamada notifyAll() seleciona todos os threads no conjunto de espera e os move para o conjunto de entrada.
Em geral, notifyAll() é uma estratégia mais conservadora do que notify().
6.56 Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Sincronismo em Java – leitores-escritores
6.57 Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Sincronismo em Java – leitores-escritores
Métodos chamados pelos leitores
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Sincronismo em Java – leitores-escritores
Métodos chamados pelos escritores
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Sincronismo em Java
Ao invés de sincronizar um método inteiro, blocosde código podem ser declarados como sincronizados
6.60 Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Sincronismo em Java
Sincronismo de bloco usando wait()/notify()
6.61 Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Recursos de concorrência em Java 5
Semáforos
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Recursos de concorrência em Java 5
Uma variável de condição é criada primeiro pela criação deReentrantLock e chamada do seu método newCondition():
Quando isso é feito, é possível invocar os métodosawait() e signal().
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Exemplos de sincronismo
Solaris Windows XP Linux Pthreads
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Sincronismo no Solaris
Implementa uma série de locks para dar suporte à multitarefa, multithreading (incluindo threads em tempo real) e multiprocessamento
Usa mutexes adaptativos por eficiência ao proteger dados de segmentos de código curtos
Usa variáveis de condição e locks de leitores-escritores quando seções de código maiores precisam de acesso aos dados
Usa turnstiles para ordenar a lista de threads esperando para adquirir um mutex adaptativo ou lock de leitor-escritor
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Sincronismo no Windows XP
Usa máscaras de interrupção para proteger o acesso aos recursos globais em sistemas de uniprocessador
Usa máscaras de interrupção para proteger o acesso aos recursos globais em sistemas de uniprocessador
Usa spinlocks em sistemas de multiprocessador Também oferece objetos despachantes que podem
atuar como mutexes e semáforos Objetos despachantes também podem fornecer
eventos Um evento atua de modo semelhante a uma
variável de condição
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Sincronismo no Linux
Linux: Desativa interrupções para implementar
seções críticas curtas Linux oferece:
semáforos spin locks
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Sincronismo Pthreads
API Pthreads é independente do OS Ela oferece:
locks de mutex variáveis de condição
Extensões não portáveis incluem: locks de leitura-escrita spin locks
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Transações indivisíveis
Modelo do sistema Recuperação baseada em log Pontos de verificação Transações indivisíveis simultâneas
6.69 Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Modelo do sistema
Garante que as operações acontecem como uma única unidade lógica de trabalho, em sua inteireza, ou não acontecem
Relacionado ao campo de sistemas de banco de dados Desafio é assegurar a indivisibilidade apesar das falhas do
sistema de computação Transação – coleção de instruções ou operações que realiza
única função lógica Aqui, nos preocupamos com mudanças no
armazenamento estável – disco A transação é uma série de operações read e write Terminado com operação commit (transação bem
sucedida) ou abort (transação falhou) Transação abortada deve ser rolled back para desfazer
quaisquer mudanças que ele realiza
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Tipos de meio de armazenamento
Armazenamento volátil – informação armazenada aqui não sobrevive a falhas do sistema Exemplo: memória principal, cache
Armazenamento não volátil – A informação normalmente sobrevive a falhas Exemplo: disco e fita
Armazenamento estável – Informação nunca se perde Não é realmente possível, e por isso é aproximado pela
replicação ou RAID para dispositivos com modos de falha independentes
Objetivo é garantir indivisibilidade da transação onde as falhas causam perda de informações no armazenamento volátil
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Recuperação baseada em log
Registro de informações em armazenamento estável sobre todas as modificações feitas por uma transação
Mais comum é o logging write-ahead Log em armazenamento estável, cada registro de log
descreve operação de escrita de única transação, incluindo
Nome da transação Nome do item de dados Valor antigo Valor novo
<Ti inicia> escrito no log quando a transação Ti inicia <Ti confirma> escrito quando Ti confirma
Entrada de log precisa alcançar o armazenamento estável antes que a operação ocorra
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Algoritmo de recuperação baseado em log
Usando o log, o sistema pode tratar de quaisquer erros de memória volátil Undo(Ti) restaura o valor de todos os dados atualizados
por Ti
Redo(Ti) define valores de todos os dados na transação Ti para novos valores
Undo(Ti) e redo(Ti) devem ser idempotentes
Múltiplas execuções devem ter o mesmo resultado que uma execução
Se o sistema falhar, restaura estado de todos os dados atualizados em log Se log contém <Ti starts> sem <Ti commits>, undo(Ti)
Se log contém <Ti starts> e <Ti commits>, redo(Ti)
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Pontos de verificação
Log poderia se tornar longo, e recuperação poderia levar muito tempo
Pontos de verificação encurtam log e tempo de recuperação. Esquema de ponto de verificação:
1. Enviar todos os registradores de log atualmente no armazenamento volátil para o armazenamento estável
2. Enviar todos os dados modificados do armazenamento volátil para o estável
3. Enviar um registro de log <checkpoint> para o log no armazenamento estável
Agora a recuperação só inclui Ti, tal que Ti iniciou a execução antes do ponto de verificação mais recente, e todas as transações após Ti. Todas as outras transações já estão em armazenamento estável
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Transações concorrentes
Devem ser equivalentes à execução serial - serialização
Poderiam executar todas as transações na seção crítica Ineficiente, muito restritivo
Algoritmos de controle de concorrência oferecem serialização
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serialização
Considere dois itens de dados A e B Considere as transações T0 e T1
Execute T0, T1 de forma indivisível Seqüência de execução chamada schedule Ordem de transação executada de forma
indivisível chamada schedule serial Para N transações, existem N! schedules
seriais válidos
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Schedule 1: T0 depois T1
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Schedule não serial
Schedule não serial permite execução sobreposta Execução resultante não necessariamente incorreta
Considere schedule S, operações Oi, Oj
Conflito se acessar mesmo item de dados, com pelo menos uma escrita
Se Oi, Oj consecutivos e operações de diferentes transações & Oi e Oj não em conflito
Então S’ com ordem trocada Oj Oi equivalente a S
Se S puder se tornar S’ via swapping de operações não em conflito S é seriável em conflito
6.78 Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Schedule 2: Schedule seriável simultâneo
6.79 Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Protocolo de lock
Garante serialização pela associação de lock a cada item de dados Segue protocolo de lock para controle de acesso
locks Compartilhado – Ti tem lock de modo compartilhado (S)
no item Q, Ti pode ler Q mas não escrever Q
Exclusivo – Ti tem lock em modo exclusivo (X) em Q, Ti pode ler e escrever Q
Exige que cada transação no item Q adquira lock apropriado
Se lock já for mantido, nova solicitação pode ter que esperar Semelhante ao algoritmo de leitores-escritores
6.80 Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Protocolo de lock em duas fases
Geralmente, garante serialização em conflito Cada transação emite solicitações de lock e
unlock em duas fases Crescimento – obtendo locks Encolhimento – liberando locks
Não impede deadlock
6.81 Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Protocolos baseados em estampa de tempo
Selecione a ordem entre transações com antecedência – ordenação por estampa de tempo
Transação Ti associada à estampa de tempo TS(Ti) antes que Ti inicie
TS(Ti) < TS(Tj) se Ti entrou no sistema antes de Tj
TS pode ser gerado pelo clock do sistema ou como contador lógico incrementado em cada entrada de transação
Estampas de tempo determinam a ordem de serialização Se TS(Ti) < TS(Tj), sistema deve garantir schedule
produzido equivalente a schedule serial, onde Ti aparece antes de Tj
6.82 Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Implementação do protocolo baseado em estampa de tempo
Item de dados Q recebe duas estampas de tempo estampa-W(Q) – maior estampa de tempo de qualquer
transação que executou write(Q) com sucesso estampa-R(Q) – maior estampa de tempo de read(Q) bem
sucedido Atualizado sempre que read(Q) ou write(Q) é executado
Protocolo de ordenação por estampa de tempo garante que qualquer read e write em conflito sejam executados na ordem da estampa de tempo
Suponha que Ti execute read(Q) Se TS(Ti) < estampa-W(Q), Ti precisa ler valor de Q que já
foi modificado operação read rejeitada e Ti cancelada
Se TS(Ti) ≥ estampa-W(Q) read executado, estampa-R(Q) definido como
max(estampa-R(Q), TS(Ti))
6.83 Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Protocolo de ordenação de estampa de tempo
Suponha que Ti execute write(Q) If TS(Ti) < estampa-R(Q), valor Q produzido por T i foi
necessário anteriormente e Ti assumiu que nunca seria produzido
Operação write rejeitada, Ti cancelada
Se TS(Ti) < estampa-W(Q), Ti tentando escrever valor obsoleto de Q
Operação write rejeitada e Ti cancelada Caso contrário, write executado
Qualquer transação cancelada Ti recebe nova estampa de tempo e é reiniciada
Algoritmo garante serialização por conflito e ausência de deadlock
6.84 Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Schedule possível sob protocolo de estampa de tempo
Silberschatz, Galvin e Gagne ©2007Conceitos de Sistema Operacional com Java – 7a edição, 15/11/2006
Final do Capítulo 6