NTU Operating System Review Notes

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[TOC]

Ch 6 Synchronization

Process communication

Race condition

就是Project1提到的共享記憶體的問題，導致multi-thread執行的結果會完全錯誤

• 解決策略
  • Disable interrupt process在對shared memory進行變數存取之前，先disable interrupt，直到完成此次存取後才enable，這樣的話這段時間，CPU就不會被其他processes搶走(preempted)
  • Critical section design 必須滿足三個criteria
    • Mutual exclusion: 在任何時間點，最多只允許一個process在他自己的CS內活動，不可同時有多個process在各自的CS內活動
    • Progress: 如果有人想進去CS，遲早進的去
    • Bounded waiting: 在一定時間內一定進的去
  • 架構圖
  • spinlock
  • busy waiting

Critical section design的方法

• Software solution
  • 兩個processes
    • Peterson’s solution: 有turn和flag兩個變數，分別代表目前的token在誰手上(turn)，以及表示有無意願進入CS(flag)
  • N個processes
    • Bakery’s ALG: 就是領號碼牌，號碼最小的人優先，若同時有多人持有相同的號碼牌，則以PID最小的優先
• Hardware 指令支援
• OS提出了mutex lock的概念，並用acquire()和release()的方法實踐
• Semaphore
  • 一種可以解決CS design和processes synchronization problem的data type，會提供兩個atomic operations: wait(s)和signal(s)
  • wait(s): while(s<=0) {do nothing;}s--;
  • signal(s): s++
  • 簡單來說，s就是看現在可以使用的資源有多少(例如有多少台printer)，如果資源被分出去一個，s就減一，如果都沒有資源了，就一直等待，直到有人釋放資源，釋放資源的時候，s就會加一，所以和前面提到的mutex lock幾乎一樣，wait(s)就是acquire()，而signal(s)就是release()
  • Semaphore的種類
    • 有使用busy-waiting: spinlock semaphore:其實就是上面說的mutex lock和正常semaphore的概念
    • 沒有使用busy-waiting: Non-Busy-Waiting semaphore: 看講義
• Monitor 用來解決synchronization problem的高階資料結構 其實就是物件導向的方式，利用private、initialization等方式，創造monitor這個class object

Message Passing技術

• Direct communication
  • Symmetric: 其實就是TCP的方式
  • Asymmetric: 就是UDP的方式
• Indirect communication Sender和receiver是透過shared mailbox建立溝通管道

Ch 7 Deadlock

形成deadlock的必要條件

• Mutual exclusion 在任何時間點，此類型的資源最多只允許一個process使用，不可多個processes同時持有使用
• Hold & wait 持有部分資源，且又在等待其他Process身上的資源
• No preemption process不能任意剝奪其他process正在持有的資源，給自己用，要等到對方用完並release後才可以用
• Circular waiting

處理方式

• Deadlock Prevention 讓必要的四個條件其中一個不成立即可
  • 破除mutual exclusion: 辦不到，因為此性質是大多數資源與生俱來的性質，所以無法破除
  • 破除Hold & wait:
    • 法一: 除非此process能夠一次得到所需的所有資源，否則不能持有資源
    • 法二: 允許process先持有部分資源，但是一旦process要提出其他資源的申請之前，必須要釋放出所持有的全部資源才可提出申請
  • 破除No preemption: 改為preemptive就可以了
• Deadlock Avoidance(Banker’s ALG) 就是看提出申請之後，用banker’s alg.看有沒有一組逃生通道(safe state)，若有則核准申請
• Deadlock Detection & Recovery
  • Recovery
    • Kill process in the deadlock
      • All process: 成本太高
      • 先kill一個，再用detection檢查有沒有deadlock，若還有就再repeat，cost很高
    • Resources preemptive: 選擇一些lower priority的victim process，強行把資源搶過來，再紀錄這些victim是哪些，cost很高
• ignore deadlock

Ch 8 Memory Management Strategies

Contiguous Memory Management

連續性配置: process必須占用一個連續的記憶體空間，OS用link-list的方式管理free memory block

配置方法

• First-Fit 尋找第一個能容納process的hole
• Best-Fit 尋找size夠小但仍能塞入process的hole，問題是這樣還是有可能會有hole，而這些hole，其他process大機率也是不能用(因為太小了)
• Worst-Fit 找最大的那個hole

External & Internal Fragmentation

External Fragmentation

• 在連續性的配置策略下，全部的hole size加總大於要放入的process，但是卻沒有一個hole能夠容納此process就是外部碎裂
• How to solve?
  • compaction的技術(搬移)
  • Page Memory management(採取非連續性的配置策略)
  • 提供多套的base / limit registers for the code section and data section of a process，降低外碎的機率

Internal Fragmentation

• 配置給process的空間超過process需求大小，兩者之間的差值就是內部碎裂，這個概念比較直觀，就像前面說的，這樣的hole，對於其他process來說，大機率也是不能用的，形成浪費

Page memory Management

• 優點：沒有external fragmentation，可支援virtual memory的實施
• 缺點：有internal fragmentation
• 利用register或memory或TLB來存取page table

  

• Effective memory access time公式(P is TLB hit ratio) $P(TLB time+memory access time) + (1-P)(TLBtime+2*memory access time)$
• Page Table Too large solution
  • Hierarchical paging
  • Hashing page table
  • Inverted page table 以physical memory為記錄對象，若physical memory有n個frames，則Inverted page table就有n個entry，每個entry紀錄此frame是存放哪個process的哪個page

Segment Memory Management

其實就是以原始的logical memory中的每一個segmentation為一單位，當然每一個section的大小都不一樣(例如：code segment/data segment/stack segment等)，並分配到練續性的physical memory(單一一個segment，segment之間不一定要連續) Kernel會替每個process建立一個segment table，並記錄每個segment的base和limit

Ch 9 Virtual-Memory Management

主要目的：允許process size在大於free physical memory space的情況下，仍能讓process執行，主要的概念是，我只把一些要用到的部分(目前需要的資源，比方說程式片段或是data)從disk存取到physical memory中，這樣就可以了，如果現在要用的page不在physical memory中，就再從disk中讀取近來

Demand Paging

是建立在page memory management的基礎上，為了達到上述的要求，需要在page table中新增一個bit，用來表達此page有沒有在physical memory中

Page fault處理

Effective memory access time計算

Page Replacement

當page fault發生，且physical memory已經沒有多餘的free frame時，就要做page replacement，也就是找一個苦主，寫回去disk，並把要存取的部分放到memory中

• FIFO: 最早仔入的page就要成為victim page
• OPT(optimal): 會依據未來長期不會用到的page當作victim page
• LRU: 最近不常使用的page就是victim page
  • Counter(假的LRU)
  • Stack(真的LRU)
• LRU近似作法 此作法會在page table中再增加一個新的bit，表示從上一次page fault到此次page fault中間有無被用過
  • Second chance: 簡單來說，就是從某一個page往下開始找，如果此page的reference bit是1，則變成零，如果原本就是零則當作victim page
• LFU & MFU Lease frequently used & Most frequently used 選擇使用次數最少/多的page當作victim page
• Page buffering 系統保留一個free frame(私房錢)

Thrashing及解決方法

1. CPU utilization急速下降
2. I/O-device 異常忙碌
3. Process花在page fault的處理時間遠大於正常執行時間 以上三點滿足就是thrashing 當process分配到的frame數量不足時，則process會經常page fault，需要做page replacement
   • How to solve?
   • Decrease multi-programming
   • 利用page fault frequency控制機制，來限制thrashing
   • 利用working set model技術，來預估各個process在不同執行時期所需要的frame數量

超重要的總結