Chapitre 3

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Chapitre 3

Mise en œuvre :

signaux, gestion du temps

et multi-activités

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GENERALITES SUR LES SIGNAUX

Un signal est une information de contrôle (requête) transmise à un processus par un autre processus ou par le matériel durant l'exécution.

Dans la gestion classique des signaux non temps réel, la nature de cette information est très simple : une valeur entière positive constitue le signal. Par contre, le mécanisme de transmission est très sophistiqué. En effet, un signal peut être dynamiquement associé à une fonction d'un programme (que l'on appelle généralement, le gestionnaire du signal ou fonction associée ou encore fonction de déroutement). Dans ce cas, lorsque le signal est pris en compte par le processus destinataire, l'exécution du traitement en cours est alors suspendue et le contrôle est donné à la fonction de déroutement. Si la fonction effectue un retour, le contrôle est redonnée au traitement qui avait été interrompu par la réception du signal.

Pour les signaux temps réels, des données supplémentaires sont transmises d’un processus expéditeur à un processus destinataires. De plus, toutes les occurrences des signaux seront prises en compte.

Nous étudierons la gestion classique puis la gestion des signaux temps réel.

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GENERALITES SUR LES SIGNAUX

Selon la manière dont le signal est émis, on distingue l'interruption matérielle (signal émis par le matériel – un périphérique interne ou externe) de l'interruption logicielle (signal émis par un autre processus).

Un signal peut être ignoré. Par défaut, s'il n'est ni ignoré, ni associé explicitement à une fonction, la réception du signal provoque la terminaison du processus destinataire (exécution de l'appel système exit()). L'envoi d'un signal peut par exemple être provoqué par l'utilisateur au moyen de caractères spéciaux tapés depuis le clavier du terminal. Il est important de distinguer, dans un environnement multitâches, trois phases dans la production et le traitement d'un signal :

• l'envoi d'un signal (production d'un signal), qui est l'initialisation d'un signal associé à un identificateur de processus destinataire,

• sa notification, qui est le positionnement dans le processus destinataire d'un identificateur de réception,

• sa délivrance qui est la prise en compte du signal par le processus destinataire et le lancement de la fonction associée (appel d'une fonction de déroutement, terminaison anormale etc..., et la réinitialisation de l'indicateur (blocage/déblocage) au cas où un signal interviendrait pendant l'exécution de la fonction associée).

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GESTION CLASSIQUE DES SIGNAUX (sous linux)

• Production d’un signal

Les signaux sont produits par certaines conditions d'erreur, telles que des violations d'espace mémoire, des erreurs arithmétiques émises par le processeur ou des instructions illicites. Ils sont générés par l'interpréteur de commandes et les gestionnaires de périphériques (terminaux, timer, clavier, carte E/S, liaison série,...).

Ils peuvent aussi être explicitement envoyés depuis un processus vers un autre et constituent alors un moyen de synchronisation pour la transmission d'informations.

L'interface de programmation est à chaque fois la même. La fonction utilisée pour envoyer un signal d'un processus vers un autre processus (de même propriétaire) est la fonction ^kill() :

#include <sys/type.h>

#include <signal.h>

int kill( pid_t pid , int signal );

Les noms des signaux classiques sont définis dans le fichier d'en-tête standard signal.h. Les valeurs numériques des signaux peuvent changer d'une implémentation du système à un autre. La norme spécifie simplement des macro- constantes associées (#define). Elles commencent toutes génériquement par le préfixe SIG.

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GESTION CLASSIQUE DES SIGNAUX (sous linux et systèmes Unix) Noms des signaux (POSIX.1) Description

SIGHUP connexion interrompue (modem, ligne série) ou terminaison d'un processus

SIGINT interruption interactive (terminal) SIGQUIT terminaison interactive (terminal) SIGILL instruction illégale

SIGABRT terminaison anormale d'un processus (abort())

SIGFPE erreur arithmétique : division par zéro, dépassement (processeur) , SIGKILL signal provenant de (kill()) (non déroutable)

SIGSEGV adresse mémoire incorrecte (MMU)

SIGPIPE tube détruit (écriture dans le tube sans lecteur)

SIGALRM alarme: expiration d'un délai (alarm(),pause()) ou du timer SIGTERM signal de terminaison

SIGUSR1/SIGIO premier signal réservé pour les applications (kill()) SIGUSR2/SIGIO second signal réservé par les applications (kill()) SIGCHLD processus enfant stoppé ou terminé

SIGSTOP arrêt (suspension) d'un processus (non déroutable) SIGCONT reprise d'un processus (après suspension)

SIGTSTP suspension d'un processus (provenant d'un terminal) SIGTTIN lecture du terminal pour un processus d'arrière-plan SIGTTOU écriture vers le terminal pour un processus d'arrière-plan

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• Délivrance d’un signal

On dit qu'un signal a été délivré lorsque le processus destinataire l'a pris en compte.

Lorsqu'un signal est produit, sa délivrance n'est pas immédiate. En particulier, il est possible que le processus destinataire bloque temporairement la délivrance de certains signaux (il est possible de choisir lesquels). Lorsqu'un signal est envoyé à un processus qui le bloque, ce signal est dit pendant.

Le mécanisme de blocage de signaux permet d'empêcher temporairement la délivrance d'un signal, sans pour autant le perdre. Il peut s'avérer très utile, notamment lors de l'exécution d'une fonction de déroutement de signal, de bloquer la délivrance d'une nouvelle occurrence de ce signal pendant son traitement. Il apparaît donc indispensable de pouvoir traiter de façon atomique (sans interruption possible) l'activation ou la désactivation d'un ensemble de signaux. Pour cela, la norme POSIX propose un type de données appelé ^sigset_t pour représenter cet ensemble de signaux :

#define _SIGSET_NWORDS 32 typedef struct{

unsigned long int __val[_SIGSET_NWORDS];

} __sigset_t;

typedef __sigset_t sigset_t;

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• Délivrance d’un signal (suite)

Cette structure est manipulable à partir de cinq fonctions :

#include <signal.h>

int sigemptyset( sigset_t *ens );

int sigfillset( sigset_t *ens );

int sigaddset( sigset_t *ens , int num_signal );

int sigdelset( sigset_t *ens , int num_signal );

int sigismember( sigset_t *ens , int num_signal );

Si ens est un objet de type ^sigset_t, l'appel de la fonction sigemptyset(&ens)

initialise l'ensemble ens de telle sorte qu'il ne contienne aucun des signaux de la norme POSIX, et l'appel de la fonction sigfillset(&ens) de sorte qu'il les contienne tous. L'une ou l'autre de ces fonctions doit être appelée au moins une fois pour initialiser avant sa première utilisation, un objet de type ^sigset_t.

sigaddset(&ens,num_signal) et sigdelset(&ens,num_signal) ont des fonctions qui respectivement ajoutent et enlèvent à l'ensemble ens le signal spécifié par le numéro du signal num_signal. Enfin, la fonction

sigismember(&ens,num_signal) teste l'appartenance d'un signal à l'ensemble ens; elle retourne 1 si le signal est dans ens, 0 sinon. Les autres fonctions retournent 0 en cas de succès et -1 en cas d'échec.

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• Configuration pour la délivrance

Un comportement spécifique est associé à chaque signal, indiquant la manière dont il doit être délivré. Ce comportement est représenté par une structure de données

struct sigaction contenant (entre autres) les champs suivants :

struct sigaction {

void (*_sa_handler)(int); /* signaux classiques */

sigset_t sa_mask;

unsigned long sa_flags;

};

• void (*_sa_handler)(int signal) : ce champ décrit la fonction associée à la délivrance du signal classique(fonction de déroutement) : SIG_IGN pour ignorer le signal, SIG_DFL pour le traitement par défaut (constantes symboliques), ou un pointeur vers une fonction de déroutement du signal. Dans ce dernier cas, lorsque la fonction de déroutement est appelée, elle reçoit en paramètre le signal délivré.

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• Configuration pour la délivrance (suite)

• sigset_t sa_mask : ce champ (masque de signaux) permet de spécifier un ensemble de signaux devant être bloqués durant l'exécution de la fonction de déroutement du signal. La valeur de ce champ remplace temporairement le masque de signaux du processus en cours.

• ^sa_flags : ce champ (drapeaux) permet de spécifier le comportement du signal par rapport à l'environnement du processus (par exemple pour ne pas prendre en compte le signal délivré à la terminaison d'un processus enfant).

La fonction qui positionne la valeur de ces champs avec le signal spécifié s'appelle

sigaction().

Les signaux interceptés à l'aide de fonctions de déroutement définis par

sigaction()ne sont pas par défaut réinstallés (après exécution de la fonction associée). Ainsi, le champ ^sa_flags doit être paramétré avec la valeur symbolique SA_ONESHOT afin de retrouver le comportement par défaut (SIG_DFL) du signal avant le déroutement.

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• Remarque : lorsqu'un signal est ignoré, il est délivré et écarté. Lorsqu'un signal est bloqué, il est mis en attente, durant le temps du blocage. Dans ce cas, l'arrivée d'une nouvelle occurrence du signal peut, selon les implémentations du système d'exploitation, être empilée ou écartée. Ce comportement n'est pas spécifié dans la norme POSIX.

Un processus peut consulter et/ou modifier sa signalerie au moyen des fonctions

sigaction() et sigprocmask() :

int sigaction( int num_signal , struct sigaction *nouvelle_action , struct sigaction *ancienne_action );

La fonction sigaction() permet de consulter et/ou modifier le comportement associé à la délivrance d'un signal spécifié. Le comportement par défaut des signaux SIGKILL et SIGSTOP ne peut être modifié. Si le résultat de l'exécution de

sigaction() est d'ignorer un signal pendant, ce signal est écarté. Le paramètre

nouvelle_action décrit le comportement que l'on souhaite associer à la délivrance du signal spécifié. Avant sa modification, le comportement courant est sauvegardé dans la structure référencée par ancienne_action, sauf si ce dernier est égal à à la constante symbolique NULL.

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BLOCAGE DES SIGNAUX (sous linux)

int sigprocmask( int methode , sigset_t *nouvel_ens , sigset_t ancien_ens );

La fonction sigprocmask() permet de consulter et/ou modifier le masque de signaux. Le traitement dépend de la valeur du paramètre ^methode, qui peut être :

• SIG_SETMASK : le masque de signaux reçoit l'ensemble spécifié par le paramètre

nouvel_ens, qui est utilisé directement comme masque de blocage des signaux.

• SIG_BLOCK : on ajoute la liste des signaux contenus dans le paramètre

nouvel_ens au masque de blocage des signaux. Cela revient à bloquer tous les signaux (sauf SIGKILL et SIGSTOP) spécifiés par l'ensemble nouvel_ens sans changer le comportement des autres signaux. Il s’agit d’une addition au masque en cours.

• SIG_UNBLOCK : on retire les signaux contenus dans nouvel_ens au masque de blocage des signaux. Cela revient à débloquer tous les signaux spécifiés par nouvel_ens sans changer le comportement des autres signaux.

Si le paramètre ^ancien_ens est différent de NULL, il reçoit une copie de la valeur du masque avant sa modification. Il est possible d'obtenir la valeur courante du masque de signaux, sans le modifier, en utilisant la valeur NULL dans ^nouvel_ens.

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EXEMPLE (sous linux)

#include <signal.h>

#include <stdio.h>

#include <unistd.h>

void FonctionDeroutement( int sig ) {

printf("OUILLE ! - Signal reçu %d\n",sig);

return;

}

int main( void ) {

struct sigaction act;

act.sa_handler = FonctionDeroutement;

sigemptyset( &act.sa_mask );

/* act.sa_flags = SA_ONESHOT */

/* si decommenté, alors le comportement par défaut est réinstallé, pour le signal concerné, à l’issue de l’invocation du gestionnaire du signal */

sigaction( SIGINT , &act , NULL );

while ( 1 )

{usleep(2000000L);/* on endort le processus pendant 2 s environ */

printf("Hello world !\n");}

exit(0);

}

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EXPLICATIONS DE L’EXEMPLE (sous linux)

L'exécution de ce programme entraîne l'affichage d'un message lors de l'appui sur Ctrl+C dans la mesure où act gère le signal SIGINT à plusieurs reprises. Pour mettre fin au programme, il faut appuyer sur Ctrl+\ générant le signal SIGQUIT par défaut, via le terminal.

ATTENTE DES SIGNAUX SUR FIN DE PROCESSUS (sous linux)

Un cas particulier est l'attente de la fin d'un processus enfant (envoie du signal SIGCHLD par le processus enfant). Il est possible de faire attendre un processus parent jusqu'à la terminaison d'un processus enfant en appelant les fonctions

wait() ou ^waitpid() :

#include <sys/type.h>

#include <sys/wait.h>

pid_t wait( int *stat_loc );

pid_t waitpid( pid_t pid , int *stat_loc , int options );

L'argument pid permet de définir le processus fils à attendre. Les informations de sortie du processus seront inscrites à l'adresse spécifiée par *stat_loc. L'option permet de savoir de quelle manière le processus enfant a été terminé.

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MONITORING

Un processus peut savoir s'il possède des signaux pendants (en attente de délivrance) au moyen de la fonction sigpending() :

int sigpending( sigset_t *ens );

Cette fonction recopie le masque de notification dans le paramètre ens (ensemble de signaux) et retourne 0 en cas de succès et -1 en cas d'erreur.

ENDORMIR UN PROCESSUS : Un processus peut être endormi par un appel aux fonctions ^sleep() ou ^usleep().

unsigned int sleep (unsigned int secondes );

void usleep(unsigned int microsecondes );

Le processus ainsi endormi est réveillé soit à la fin du temps indiqué soit à l'arrivée d'un signal.

ATTENTE D’UN SIGNAL : Un processus peut se mettre en attente de la délivrance d'un signal quelconque ou particulier au moyen de la fonction ^pause() :

int pause( void );

La fonction ^pause() endort le processus jusqu'à réception d'un signal provoquant la terminaison du programme ou l'appel d'une fonction de déroutement.

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PROBLEMATIQUE DE L’ ATTENTE D’UN SIGNAL : le problème qui se pose souvent est d’encadrer correctement ^pause(), de façon à éviter de perdre des signaux.

Imaginons que SIGUSR1 dispose d’un gestionnaire faisant passer à 0 une variable globale appelée ^attente. On désire bloquer l’exécution du programme jusqu’à ce que cette variable ait changé. Une première version – naïve – de ce programme serait celle-ci :

attente = 1;

while (attente != 0) pause();

La présence de la boucle ^while() est justifiée par le fait qu’il se peut que l’appel- système ^pause() soit interrompu par un autre signal qui ne modifie pas la variable

attente. Le problème principal est que le signal peut arriver entre l’instruction du test (attente != 0) et l’appel ^pause(). Si le signal modifie la variable ^attente à ce moment-là, et si le programme ne reçoit plus d’autres signaux, le processus restera bloqué indéfiniment dans ^pause().

Pour éviter cette situation, on pourrait vouloir bloquer le signal temporairement à l’aide de sigprocmask() ainsi :

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PROBLEMATIQUE DE L’ ATTENTE D’UN SIGNAL (suite) :

sigset_t ensemble, ancien;

sigemptyset( &ensemble );

sigaddset( &ensemble , SIGUSR1 );

sigprocmask( SIG_BLOCK , &ensemble , &ancien );

attente = 1;

while (attente != 0){

sigprocmask( SIG_UNBLOCK , &ensemble , NULL );

pause();

sigprocmask( SIG_BLOCK , &ensemble , NULL );

/* traitement des autres signaux s’il y a lieu */

}

sigprocmask( SIG_SETMASK , &ancien , NULL );

Malheureusement, un signal bloqué en attente est délivré avant le retour de

sigprocmask(), qui le débloque. Un blocage du processus dans ^pause() est donc toujours possible. Tant que les deux opérations (modifier le masque de signaux et attente) sont réalisées sans être sûr qu’une interruption survienne entre elles, il y aura toujours un risque de blocage. La solution est d’employer l’appel- système sigsuspend() qui permet de manière atomique de modifier le masque de signaux ET de bloquer en attente. Lorsqu’un signal non bloqué survient

sigsuspend() restitue le masque original avant de se terminer.

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PROBLEMATIQUE DE L’ ATTENTE D’UN SIGNAL (fin) :

int sigsuspend( const sigset_t *ensemble );

L’ensemble transmis est celui des signaux à bloquer, pas celui des signaux attendus.

sigset_t ensemble, ancien;

sigemptyset( &ensemble );

sigaddset( &ensemble , SIGUSR1 );

sigprocmask( SIG_BLOCK , &ensemble , &ancien );

if ( sigismember( &ancien , SIGUSR1 )) { sigdelset( &ancien , SIGUSR1 ):

sigusr1_dans_masque = 1;

}

attente = 1;

while (attente != 0){

sigsuspend( &ancien );

/* puis traitement pour les éventuels autres signaux */

}

if ( sigusr1_dans_masque )

sigaddset( &ancien , SIGUSR1 );

sigprocmask( SIG_SETMASK , &ancien , NULL );

On remarque qu’il est pris soin de restituer l’ancien masque de blocage des signaux en sortie de routine, et qu’en transmettant cet ancien masque à sigsuspend(), l’arrivée d’autres signaux que SIGUSR1 est permise.

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GESTION DES SIGNAUX CLASSIQUES (synthèse) :

Nous avons vu qu’avec une gestion correcte des blocages des signaux, il est possible d’accéder à n’importe quel type de données globales. Comme un signal non bloqué peut survenir alors qu’un gestionnaire de signal est en exécution, le champ

sa_mask de la structure ^sigaction doit être manipulé avec soin.

Par ailleurs, comme la plupart des fonctions des bibliothèques ne sont pas réentrantes, les seules opérations à effectuer dans un gestionnaire de signal sont : - consulter/modifier des variables globales de type sig_atomic_t (défini dans

signal.h. Il s’agit d’un type entier que le processeur peut traiter de manière atomique. Il faut de plus utiliser l’indicateur ^volatile pour signaler au compilateur qu’elle peut être modifiée à tout moment, et pour qu’il ne se livre pas à des optimisations (comme conserver la variable dans un des registres). Dans ce cas, le gestionnaire ne fait que positionner l’état d’une variable globale, qui est ensuite consultée dans le corps du programme.

- effectuer des appels-systèmes réentrants. Il existe une liste, définie par la norme Posix.1, des appels-systèmes réentrants qui peuvent être invoqués depuis un gestionnaire de signal. Le fait d’être réentrante permet à une fonction d’être utilisable sans danger dans un programme multithread, mais la réciproque n’est pas toujours vraie, comme pour ^malloc() qui est utilisable au sein de programmes multithread mais ne doit pas être invoquée dans un gestionnaire de signal.

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GESTION DES SIGNAUX TEMPS REELS

Les signaux temps réels présentent les particularités suivantes vis-à-vis des signaux classiques :

• nombre plus important de signaux utilisateurs,

• empilement es occurrences des signaux bloqués,

• délivrance prioritaire des signaux,

• informations supplémentaires fournies au gestionnaire de signal.

Les signaux temps réel n’ont pas de noms spécifiques, contrairement aux signaux classiques et s’étendent de SIGRTMIN à SIGRTMAX compris (SIGRTMAX- SIGRTMIN=32 sous Linux). Linux par exemple associe à chaque signal temps réel une file d’attente qui lui permet de mémoriser l’ensemble de toutes les occurrences. Chaque occurrence présente dans la file d’attente donne lieu à une délivrance spécifique. Le système Linux peut empiler jusqu’à 1024 signaux.

Lorsque plusieurs signaux temps réel doivent être délivrés à un processus, le noyau délivre toujours les signaux temps réel de plus petit numéro. Ceci permet d’attribuer un ordre de priorité entre les signaux temps réel.

Note : Sous Linux, pour vérifier l’existence de ces signaux en cas de portage d’une application, on peut tester à la compilation la présence de la constante symbolique

_POSIX_REALTIME_SIGNALS dans le fichier <unistd.h>

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GESTION DES SIGNAUX TEMPS REELS Envoi d’un signal temps réel

Pour pouvoir fournir des informations supplémentaire au gestionnaire de signal, il faut utiliser l’appel-système ^sigqueue() qui garantit que le signal sera empilé au lieu de ^kill() (qui peut néanmoins envoyer un signal temps réel). La syntaxe est la suivante :

#include <signal.h>

#include <unistd.h>

int sigqueue( pid_t pid , int num_sig , const union sigval info );

L’argument ^pid désigne le processus concerné destinataire du signal et l’argument

num_sig identifie le signal envoyé. Le troisième argument , ^info, contient l’information supplémentaire associée au signal. C’est une valeur de type ^union

sigval (de la structure ^siginfo transmise au gestionnaire de signal – voir après) qui peut prendre deux formes :

• un entier ^int si le champ ^sigval_int de l’union est utilisé par lors de l’appel au gestionnaire du signal,

• un pointeur ^{void *}si le champ ^sigval_ptr de l’union est utilisé

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GESTION DES SIGNAUX TEMPS REELS Syntaxe de l’appel au gestionnaire

Du fait de la transmission d’informations supplémentaires associées au signal temps réel, l’attachement et la définition d’un gestionnaire de signal s’effectuent différemment que dans le cas d’un signal classique. Le gestionnaire prend la forme suivante (le dernier paramètre n’est pas défini par POSIX et n’est donc pas utilisé):

void gestionnaire( int num_sig , struct siginfo *info , void *rien )

La structure de type struct siginfo contient notamment les champs suivants conforment à la norme POSIX (les autres ne sont pas évoqués ici) :

• int si_signo, le numéro du signal,

• int si_code, qui indique l’origine du signal (si envoyé par le noyau - ^SI_KERNEL - , par un appel-système ^kill() - ^SI_USER - , par l’appel-système ^sigqueue() -

SI_QUEUE - lors de la terminaison d’une opération d’entrée/sortie asynchrone -

SI_ASYNCIO - , à l’expiration d’une temporisation temps-réel - ^SI_TIMER - ,….),

• int si_value.sigval_int correspond au champ ^sigval_int de l’appel à

sigqueue(),

• void *si_value.sigval_ptr correspond au champ ^sigval_ptr de l’appel à

sigqueue().

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GESTION DES SIGNAUX TEMPS REELS Attachement du gestionnaire au signal

L’attachement du gestionnaire de signal temps réel à un signal s’effectue aussi avec

sigaction() et la structure struct sigaction étendue et contenant (entre autres) les champs suivants :

struct sigaction {

union {

sighandler_t void (*sa_handler)(int); /* signaux classiques */

void (*sa_sigaction)(int, struct siginfo * , void *);

/* signaux temps réel */

};

sigset_t sa_mask;

unsigned long sa_flags;

};

De plus, le champ ^sa_flags doit prendre la valeur ^SA_SIGINFO pour les signaux temps réel.

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EXEMPLE DE GESTION DES SIGNAUX TEMPS REELS

#define MON_SIG_TR (SIGRTMIN+3)

void gestion_TR( int , struct siginfo * , void * );

main() {

union sigval val;

struct sigaction act_TR;

pid = fork() if (pid == 0 ){

act_TR.sa_sigaction = gestion_TR;

sigemptyset( &act_TR.sa_mask);

act_TR.sa_flags = SA_SIGINFO;

sigaction( MON_SIG_TR , &act_TR , NULL );

pause();

exit(0);}

else {

printf(’’Introduisez un entier au clavier\n’’);

scanf(’’%d’’,&val.sigval_int);

printf(’’%d’’,val.sigval_int);

sigqueue( pid , MON_SIG_TR , val );

wait();

exit(0);}

}

void gestion_TR( int numero , struct siginfo *info , void *rien ) {

printf(’’signal temps reel recu , %d , %d\n’’, numero , info->si_signo);

printf(’’entier recu %d\n’’, info->si_value.sigval_int);

/* il est préférable de ne pas employer les fonctions E/S avec buffer dans un gestionnaire ….*/

}

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GESTION DU TEMPS

Mesure du temps CPU : Chaque processus possède dans son contexte une mesure du temps CPU qu'il a consommé, et du temps consommé cumulé de tous ses processus enfants terminés. Ces informations sont décrites par une structure de données appelée ^{struct tms} dont les champs sont les suivants ;

tms_utime : temps CPU utilisateur (exécution d’instructions du programme utilisateur),

tms_stime : temps CPU système (exécution des instructions système - mode noyau),

tms_cutime : temps CPU utilisateur (comsommé des enfants terminés), tms_cstime : temps CPU système (consommé des enfants terminés).

Tous les champs sont de type ^clock_t (équivalent à unsigned long) et la fonction ^times() qui a la syntaxe suivante :

#include <sys/times.h>

clock_t times( struct tms *t );

permet d'obtenir ces informations. Cette fonction retourne un temps absolu exprimé à partir d'une origine de temps arbitraire (il faut donc l'appeler deux fois afin d'estimer une différence de temps). Tous les temps sont exprimés en unité d'horloge. Le nombre d'unités d'horloge par seconde est la valeur symbolique

CLK_TCK (égale à 100 ou à 1000):

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GESTION DU TEMPS Exemple :

#include <sys/times.h>

#include <stdio.h>

#include <stdlib.h>

#include <time.h>

struct tms t1,t2;

long i;

unsigned long et1,et2;

et1 = times( &t1 );

for ( i = 0 ; i < 200000L ; i++ ) ConsommeDuTemps(i);

et2 = times( &t2 );

printf("\n clicks par sec : %ld\n",CLK_TCK);

printf("\n\tnombre de top utilisateur :

%ld",t2.tms_utime-t1.tms_utime);

printf("\n\tnombre de top systeme :

%ld'',t2.tms_stime-t1.tms_stime);

printf("\n\tnombre de top d'horloge (temps reel) :

%ld",et2-et1);

exit(0);

}

void ConsommeDuTemps( long n ) {

void *p=NULL;

if ( n > 65535 ) return;

p = malloc( 1024*n );

if ( p ) free( p );

return;

}

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Il peut arriver cependant que l'on ait besoin de dater les événements avec une précision meilleure que 1/CLK_TCK. Pour cela, il existe un appel-système fournissant une meilleur résolution, gettimeofday() , dont la syntaxe est :

#include <sys/time.h>

int gettimeofday( struct timeval * , struct timezone * );

struct timeval {

long tv_sec; /* secondes */

long tv_usec; /* microsecondes */

};

et fournit le nombre de secondes et le nombre de microsecondes depuis le dernier changement de la valeur du champ ^tv_sec.

Le second argument de cette fonction n'est plus utilisé.

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Exemple (sur l’allocation de la mémoire):

void ConsommeDuTemps( long n ) {

void *p=NULL;

if ( n > 65535 ) return;

p = (void *)malloc( 1024L*n );

if ( p ) free( p );

return;

}

long i;

gettimeofday( &timev1 , NULL );

for ( i = 0 ; i < 10 ; i++ ) ConsommeDuTemps( 65535L );

fprintf(stdout,"gettimeofday() : %6ld us\n",timev2.tv_usec-timev1.tv_usec);

/* display 000125 us on my computer */

exit(0);

}

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Exemple (sur le tri par sélection) :

#define TAILLE 16

#define SWAP(x,y,t) ((t)=(x),(x)=(y),(y)=(t)) struct timeval timev1,timev2;

long t0[TAILLE]={ 25,36,2,9,51,12,18,42, 23,6,28,13,44,38,21,5};

void SortBySelection( long *t , long left , long right )

{

long i,j,tmp,min;

if ( left >= right ) return;

for ( i = left ; i < right ; i++ ) {

min = i;

for ( j = i+1 ; j <= right ; j++ ) {

if ( t[j] < t[min] ) min = j;

}

SWAP(t[i],t[min],tmp);

} return;

}

long i;

for ( i = 0 ; i < TAILLE ; i++ ) printf("%2ld - ",t0[i]);

printf("\n");

SortBySelection( t0 , 0 , TAILLE-1 );

for ( i = 0 ; i < TAILLE ; i++ ) printf("%2ld - ",t0[i]);

printf("\n");

fprintf(stdout,"gettimeofday(): %6ld us\n", timev2.tv_usec-timev1.tv_usec);

/* display 4 us on my computer */

exit(0);

}

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La norme POSIX met à disposition pour chaque processus trois compteurs, chacun décrémentant de manière autonome. quand un compteur vient à expiration (passage à zéro), un signal (^SIGALRM ou ^SIGVTALRM) est envoyé au processus.

Selon le mode de fonctionnement de ce compteur, celui-ci peut redémarrer. La programmation de ces compteurs est effectuée par l'initialisation des structures de données ^itimerval et ^timeval et par l'emploi des fonctions getitimer() et

setitimer() :

struct timeval {

long tv_sec; /* secondes */

long tv_usec; /* microsecondes */

};

struct itimerval {

struct timeval it_interval;/* prochaine valeur */

struct timeval it_value; /* valeur actuelle */

};

int getitimer( int compteur , struct itimerval *valeur );

int setitimer( int compteur , struct itimerval *valeur , struct itimerval

*anc_valeur );

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Le paramètre ^compteur spécifie le compteur à utiliser :

- ITIMER_REAL : ce compteur décrémente en temps réel et fourni le signal

SIGALRM à l'expiration,

- ITIMER_VIRTUAL : ce compteur décrémente seulement quand le processus est en exécution et délivre le signal ^SIGVTALRM à l'expiration (non POSIX),

- ITIMER_PROF : ce compteur décrémente seulement quand le processus est en exécution, en mode noyau. Couplé avec le compteur ITIMER_VIRTUAL, ce compteur est utilisé habituellement pour connaitre le temps d'exécution en mode utilisateur et en mode noyau. Le signal ^SIGPROF est délivré à l'expiration (non POSIX).

La fonction getitimer() permet de connaitre la valeur d'un compteur à un moment donné et remplit la structure à l'adresse indiquée par valeur. La fonction

setitimer() permet d'initialiser un compteur avec le contenu de la structure commençant à l'adresse valeur et de sauvegarder éventuellement l'ancienne valeur à l'adresse indiquée par ^anc_valeur (si différente de NULL).

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Exemple (initialiser le compteur temps réel pour l’envoi d’un signal toutes les 10 ms, après 2 s) :

struct timerval t;

t.it_interval.tv_sec = 0;

t.it_interval.tv_usec = 10000;

t.it_value.tv_sec = 2;

t.it_value.tv_usec = 0;

setitimer( ITIMER_REAL , &t , NULL );

...

exit(0);

}

(32)

GESTION DU TEMPS Remarques :

• Puisque le signal ^SIGALRM est délivré à l'expiration du comptage, on peut associer la délivrance du signal à l'appel d'une fonction de déroutement à intervalles réguliers.

• Il est formellement déconseillé d'utiliser simultanément les appels système

setitimer() , ^sleep() et la programmation de l'alarme avec la fonction

alarm() car elles utilisent le même signal ^SIGALRM.

• Par défaut, à la délivrance des signaux ^SIGALRM, ^SIGVTALRM et ^SIGPROF, le processus se termine.

Exercice : Concevoir un programme simple qui, s'appuyant sur le timer logiciel

ITIMER_REAL, déclenche toutes les 100 ms, l'exécution d'une fonction associée, dont le rôle est de sauvegarder dans un tableau d'entiers (global), les valeurs successives d'un incrément d'une boucle exécutée dans la fonction principale. A l'issue de la boucle, les valeurs du tableau seront sauvegardées dans un fichier.

(33)

INTRODUCTION AU MULTITHREADING

Le multithreading est l’alternative à la programmation multiprocessus; il offre un parallélisme plus léger à gérer pour le système. Le processus léger (ou thread) constitue une extension du modèle traditionnel de processus, appelé en la circonstance processus lourd. Un processus classique est constitué d’un espace d’adressage avec un seul fil d’exécution, ce fil d’exécution étant représenté par une valeur de compteur ordinal et une pile d’exécution.

Dans ce contexte, l’extension consiste à admettre plusieurs fils d’exécution indépendants dans un même espace d’adressage, chacun de ces fils (ou threads ou activités) étant caractérisé par une valeur de compteur ordinal propre et une pile d’exécution privée. Un thread est donc une entité d’exécution, rattachée à un processus, et chargée d’exécuter une partie du code du processus.

Le principal avantage lié à la notion de processus léger est un allègement des opérations de commutations de contextes : en effet lorsque le processus est attribué d’un fil d’exécution à un autre, comme les deux fils appartiennent au même espace d’adressage, la commutation consiste alors en pratique à seulement changer de pile et de valeur de compteur ordinal, le contexte mémoire restant le même. De plus, l’opération de création dynamique d’un nouveau fil d’exécution est sensiblement plus courte que celle correspondant à la création dynamique d’un nouveau processus (^fork()) puisqu’elle ne nécessite pas la duplication de l’espace d’adressage du processus père.

(34)

Ci-dessus : Processus classique (une seule activité) Ci-contre : Processus composé de deux activités

(35)

Comme les processus légers au sein d’un même processus partagent le même espace d’adressage (en partie), il s’ensuit des problèmes de partage de ressources à gérer, mais des mécanismes spécifiques de synchronisation sont proposés.

Les processus légers peuvent être implémentés à deux niveaux différents, soit au niveau utilisateur, soit au niveau noyau, ce qui en fait une entité tout à fait adaptée pour représenter une tâche dans un système temps réel.

Implémentation au niveau utilisateur

Dans ce cas, le noyau ordonnance les processus comme s’ils étaient composés d’un seul fil d’exécution. Le noyau ignore donc les différents fils d’exécution d’un même processus. Un exécutif système gère l’interface avec le noyau en prenant en charge la gestion des threads et en cachant ceux-ci du noyau. Cet exécutif (bibliothèque) est donc responsable de la commutation des threads au sein d’un même processus, lorsque ceux-ci en font explicitement la demande (non préemption).

L’avantage est que la commutation des threads d’un même processus s’effectue au niveau utilisateur. L’inconvénient majeur est qu’au sein d’un même processus, un thread peut monopoliser le processeur. Comme le noyau ne connait pas les threads, un thread bloqué (suite à une demande de ressource ne pouvant pas être immédiatement satisfaite) bloque l’ensemble des threads du processus.

(36)

INTRODUCTION AU MULTITHREADING Implémentation au niveau noyau

Lorsque l’implémentation des threads est effectuée au niveau du noyau, alors ce dernier connait l’existence de tous les threads au sein d’un processus et il attribue le processeur à chacun des threads de manière indépendante. Chaque descripteur de processus contient alors une table des threads qui le composent avec pour chacun d’eux la sauvegarde de son contexte.

Avec cette approche, on évite le blocage de tout un processus à partir du moment où l’un de ses threads est bloqué. Par contre, les commutations de contexte étant gérées par le noyau, celles-ci sont un peu plus longues.

Multiprogrammation avec les fils d’exécution(sous Linux)

Les threads d’un même processus partageant le même espace d’adressage peuvent communiquer entre eux sans faire appel au noyau (d’où un gain de temps par rapport à la communication entre processus par IPC ou Sockets, par exemple). Cet aspect fait apparaître la nécessité de synchroniser l’accès aux ressources pour éviter la corruption des données. Pour parvenir à cela, il est nécessaire d’utiliser des verrous (ou FUTEX – Fast Userlevel muTEX), qui rendent possibles tous les mécanismes de synchronisation dans l’espace utilisateur.

(37)

Note : La bibliothèque LinuxThread utilise les signaux temps réel ^SIGRTMIN,

SIGRTMIN+1 et ^SIGRTMIN+2 pour des besoins internes. Si on désire une notification par signal temps réel, il faut nécessairement employer un numéro supérieur ou égal à ^SIGRTMIN+3.

L’ensemble des primitives gérant les threads est compilé et rassemblé dans une bibliothèque NPTL (Native POSIX Thread Library) dont l’en-tête se nomme

pthread.h sous Linux (LinuxThreads). A la compilation, la constante ^_REENTRANT doit être incluse (-D_REENTRANT) et l’édition des liens nécessite alors d’intégrer cette bibliothèque par l’ajout de l’option ^–lpthread.

Chaque thread est identifié de manière unique au sein d’une application par un type ^pthread_t. La primitive pthread_self() permet à chaque thread de connaître son propre identifiant.

La fonction pthread_equal() permet de comparer deux identifiants de threads :

int pthread_equal( pthread_t thread1 , pthread_t thread2 );

Cette fonction renvoie une valeur non nulle s’ils sont égaux.

(38)

Création d’un thread : La fonction pthread_create() permet la création d’un nouveau thread. Celle-ci donne naissance à un nouveau fil d’exécution, qui va démarrer en invoquant la routine dont le nom est passé en argument. Lorsque cette routine se termine, le thread est éliminé. Cette routine fonctionne donc un peu comme la fonction ^main() des programmes en C. Pour cette raison, le fil d’exécution original du processus est nommé thread principal (main thread).

int pthread_create( pthread_t *thread , pthread_attr_t att , void

*(*fonction)( void *argument) , void *argument );

Le premier argument est un pointeur qui sera initialisé par la routine avec l’identifiant du nouveau thread. Le second argument correspond aux attributs dont on désire doter le nouveau thread. Si la valeur NULL est transmise, le thread reçoit alors des attributs standards. Les autres attributs seront détaillés par la suite.

Le troisième argument est un pointeur représentant la fonction principale du nouveau thread. Celle-ci est invoquée dès la création du thread et reçoit en argument le pointeur passé en dernière position. Le type de l’argument étant

void*, on pourra le transformer en n’importe quel autre type pour passer un argument au thread.

pthread_create() renvoie 0 si le thread a été créé.

(39)

Note : Le nombre de threads simultanés est limité par la constante

PTHREAD_THREADS_MAX (1024 avec LinuxThreads).

Terminaison d’un thread : Lorsque la fonction principale d’un thread se termine, celui-ci est éliminé et la fonction doit renvoyer une valeur de type ^void* qui pourra être récupérée dans un autre fil d’exécution. Il est possible aussi de mettre fin à un thread en invoquant directement la fonction pthread_exit() avec un pointeur de type ^void* passé en argument :

void pthread_exit( void *argument );

Pour récupérer la valeur de l’argument d’un thread terminé, il faut utiliser la fonction pthread_join(). Celle-ci suspend l’exécution du thread appelant jusqu’à la terminaison du thread indiqué en argument.

int pthread_join( pthread_t thread , void **retour );

Cette fonction remplit alors le contenu de l’adresse passée en second argument avec la valeur retournée par le thread terminé. pthread_join() peut échouer si le thread attendu n’existe pas, s’il est détaché ou si un risque de blocage se présente.

(40)

EXEMPLE

#include <pthread.h>

#include <stdio.h>

#include <stdlib.h>

#include <string.h>

#include <unistd>

#define NB_THREADS 5 void *fn_thread( void * );

static int compteur;

int main(void ) {

pthread_t thread[NB_THREADS];

int i, ret;

for ( i=0 ; i < NB_THREADS ; i++ )

if ((ret = pthread_create( &thread[i] , NULL , fn_thread , (void *)i)) != 0 ) { fprintf(stderr , ‘’%s’’ , strerror(ret));

exit(1); }

while ( compteur < 40 ) {

fprintf( stdout , ‘’main : compteur = %d\n’’, compteur);

sleep(1); }

for ( i=0 ; i < NB_THREADS ; i++ ) pthread_join( thread[i] , NULL );

return (0);}

void *fn_thread( void *num ) { int numero = (int)(num);

while ( compteur < 40 ) { usleep( numero * 100000 );

compteur++;

fprintf( stdout , ‘’Thread %d : compteur = %d\n’’, numero, compteur ); } pthread_exit( NULL );

}

(41)

Cette application montre l’enchevêtrement des différents threads et est donc mal conçue, car les threads modifient la même variable globale sans se préoccuper les uns des autres. C’est justement l’essence même de la programmation multithread d’éviter ce genre de situation.

Détachement d’un thread : Lorsqu’un thread ne renvoie pas de valeur et qu’il n’a pas besoin d’être attendu par un autre thread, on peut employer la fonction

pthread_detach() qui lui permet de disparaître du système quand il se termine.

Cela autorise la libération immédiate des ressources privées du thread (pile et variables automatiques).

int pthread_detach( pthread_t thread );

Un thread peut très bien invoquer pthread_detach() à propos d’un autre thread de l’application. Contrairement au processus, il n’y a pas de notion de hiérarchie chez les threads ni d’autorisations particulières pour modifier les paramètres d’un autre fil d’exécution. Cette fonction échoue alors si le thread que l’on veut détacher n’existe pas (et donc en particulier s’il est déjà détaché).

(42)

Attributs d’un thread : Chaque thread est doté d’un certain nombre d’attributs regroupés dans une structure de données nommée pthread_attr_t. Lorsque les attributs par défaut ne sont pas suffisants, il faut passer l’adresse d’un objet de type

pthread_attr_t qui aura été configuré préalablement. Pour cela il faut invoquer la fonction pthread_attr_init() :

int pthread_attr_init( pthread_att_t * attributs );

Une fois les attributs initialisés, les fonctions pthread_attr_getXXX() et

pthread_attr_setXXX() sont utilisées pour consulter ou modifier les champs de la structure de données des attributs. Le ^XXX indique l’attribut concerné.

Quand une variable contenant les attributs n’est plus nécessaire, elle peut être détruite en employant la fonction pthread_attr_destroy(), qui peut libérer des données dynamiques internes :

int pthread_attr_destroy( pthread_att_t * attributs );

(43)

Attributs d’un thread (suite) : Les attributs stackaddr et stacksize permettent de configurer la pile utilisée par un thread. Il peut parfois être nécessaire de réclamer une pile de dimension plus grande que celle qui est fournie par défaut si le thread à créer fait un large usage de fonctions récursives, par exemple. Les fonctions

int pthread_attr_getstackaddr( const pthread_attr_t *attributs , void

**valeur );

int pthread_attr_setstackaddr( pthread_attr_t *attributs , void *valeur );

int pthread_attr_getstacksize( const pthread_attr_t *attributs , size_t

*valeur );

int pthread_attr_setstacksize( pthread_attr_t *attributs , size_t valeur );

sont disponibles dans la bibliothèque si les constantes symboliques

_POSIX_THREAD_ATTR_STACKADDR et _POSIX_THREAD_ATTR_STACKSIZE sont définies dans le fichier à en-tête ^unistd.h. La valeur de la dimension minimale de la pile est accessible par consultation de la valeur de la constante symbolique

PTHREAD_STACK_MIN (16 Ko le plus souvent sur PC).

(44)

Attributs d’un thread (suite) : Les attributs schedpolicy, schedparam, scope et inheritsched concernent l’ordonnancement des threads. Ils sont disponibles si la constante symbolique _POSIX_THREAD_PRIORITY_SCHEDULING a été définie

int pthread_attr_getschedpolicy( const pthread_attr_t *attributs , int

*valeur );

int pthread_attr_setschedpolicy( pthread_attr_t *attributs , int valeur );

L’attribut schedpolicy correspond à la méthode d’ordonnancement employée pour le thread. Les valeurs possibles sont :

• SCHED_OTHER : ordonnancement classique

• SCHED_RR : séquencement temps réel avec la stratégie du tourniquet,

• ^SCHED_FIFO : ordonnancement temps réel FIFO.

L’attribut schedparam contient la priorité du processus et peut être consulté ou modifié respectivement à l’aide des fonctions suivantes :

int pthread_attr_getschedparam( const pthread_attr_t *attributs , struct sched_param *param );

int pthread_attr_setschedparam( pthread_attr_t *attributs , const struct sched_param *param );

(45)

Attributs d’un thread (suite) : L’attribut schedparam qui ne concerne que les ordonnancements temps réel (RR et FIFO) ainsi que l’attribut schedpolicy peuvent être consultés ou modifiés durant l’exécution du thread à l’aide des fonctions

int pthread_setschedparam( pthread_t thread , int ordonnancement , const struct sched_param *param );

int pthread_getschedparam( pthread_t thread , int *ordonnancement , struct sched_param *param );

L’attribut scope n’est pas vraiment configurable. Il sert dans les implémentations hybrides reposant en partie sur un ordonnancement par le noyau (c’est le cas sous Linux) et en partie sur une bibliothèque dans l’espace utilisateur. Dans ce cas, cet attribut peut prendre l’une des valeurs suivantes :

• PTHREAD_SCOPE_SYSTEM : cette valeur réclame un ordonnancement du thread en concurrence avec tous les processus du système. Le séquenceur utilisé est alors celui du noyau.

• PTHREAD_SCOPE_PROCESS : cet ordonnancement oppose les threads les uns au autres, au sein d’un même processus (non supporté pour les threads Linux).

(46)

Attributs d’un thread (suite) : L’attribut scope est donc relatif aux priorités des threads : dans un cas vis-à-vis du système, et dans l’autre cas, interne au processus dont ils dépendent.

int pthread_attr_getscope( const pthread_attr_t *attributs , int *valeur );

int pthread_attr_setscope( pthread_attr_t *attributs , int valeur );

L’attribut inheritsched signale si le thread dispose de sa propre configuration d’ordonnancement, comme c’est le cas par défaut, ou si les attributs schedparam et schedpolicy sont ignorés, au profit de l’ordonnancement du thread qui l’a créé. Les valeurs de cet attribut peuvent être :

• PTHREAD_EXPLICIT_SCHED : l’ordonnancement est spécifique au thread créé (par défaut),

• PTHREAD_INHERIT_SCHED : l’ordonnancement est hérité du thread créateur.

(47)

Attributs d’un thread (fin) : Les fonctions associées à cet attribut sont :

int pthread_attr_getinheritsched( const pthread_attr_t *attributs , int

*valeur );

int pthread_attr_setinheritsched( pthread_attr_t *attributs , int valeur );

Annulation d’un thread : un thread peut vouloir annuler un autre thread. Une demande d’annulation est envoyée, et sera prise en compte ou non, en fonction de la configuration du thread récepteur. Le thread récepteur peut accepter la requête, la refuser ou la repousser plus loin dans son exécution (point d’annulation). Pour envoyer une demande d’annulation, on emploie la fonction :

int pthread_cancel( pthread_t thread );

La fonction pthread_setcancelstate() permet de configurer le comportement du thread récepteur vis-à-vis d’une requête d’annulation à venir :

int pthread_setcancelstate( int etat_annulation , int *ancien_etat );

(48)

Déroulement et annulation d’un thread (suite) : les valeurs possibles des états sont :

• PTHREAD_CANCEL_ENABLE: le thread acceptera les requêtes d’annulation (par défaut),

• PTHREAD_CANCEL_DISABLE : le thread ne tiendra pas compte des demandes d’annulation.

Les requêtes d’annulation ne sont pas mémorisées, ce qui fait qu’un thread désactivant temporairement les requêtes d’annulation sur une zone de code critique ne se terminera pas lorsqu’il autorisera de nouveau les annulations, même si plusieurs demandes sont parvenues pendant ce laps de temps.

Il existe un moyen d’empêcher l’annulation de se produire intempestivement, tout en acceptant les requêtes; il s’agit d’un mécanisme de synchronisation qui est fondé sur un retardement des annulations jusqu’à atteindre des emplacements bien définis du code. Le thread récepteur ainsi configuré ne se terminera pas dès réception d’une annulation (pas forcément), mais continuera de s’exécuter jusqu’à atteindre ce point d’annulation. Pour configurer ce comportement, on emploie la fonction

int pthread_setcanceltype( int type_annulation , int *ancien_type );

(49)

Déroulement et annulation d’un thread (fin) : avec pthread_setcanceltype(), le type d’annulation peut correspondre à l’une des valeurs suivantes :

• PTHREAD_CANCEL_DEFERRED : le thread ne se terminera qu’en atteignant un point d’annulation (par défaut),

• PTHREAD_CANCEL_ASYNCHRONOUS : l’annulation prendra effet dès réception de la requête.

La norme POSIX définit quatre fonctions qui constituent des points d’annulation, c’est-à-dire des fonctions avec lesquelles un thread est susceptible de se terminer :

• pthread_cond_wait() et pthread_cond_timedwait() : en attente qu’une condition soit remplie, par exemple une condition de déblocage,

• pthread_join(),

• void pthread_testcancel( void )

Pour cette dernière fonction, le thread peut se terminer si une demande d’annulation est en cours. On voit donc que dans le cas d’un état PTHREAD_CANCEL_DEFERRED, un thread ne sera jamais interrompu au milieu d’un calcul ou dans une boucle de manipulation de données. On pourra donc répartir des appels

pthread_testcancel() dans ce genre de code, aux endroits où on est sûr qu’une annulation ne présente aucun danger.

(50)

SYNCHRONISATION DES TACHES

Dans un système multitâches, les tâches peuvent avoir besoin de communiquer entre elles pour échanger des données. Cet échange de données peut se faire par le biais d’une zone de mémoire partagée, par le biais d’un fichier ou encore en utilisant les outils de communication du système d’exploitation. Dans tous les cas, les tâches ne sont plus indépendantes et elles effectuent des accès concurrents aux ressources.

Plus généralement, une ressource désigne toute entité dont a besoin une tâche pour s’exécuter. La ressource peut être matérielle comme le processeur ou un périphérique ou elle peut être logicielle comme une variable. Une ressource est aussi caractérisée par un état qui définit si la ressource est libre ou occupée et par son nombre de points d’accès, c’est-à-dire le nombre de tâches pouvant y accéder en même temps. On distingue alors la notion de ressource critique qui correspond à une ressource ne pouvant être accédée que par une seule tâche à la fois.

L’utilisation d’une ressource par une tâche s’effectue en trois étapes. La première étape correspond à l’étape d’attribution de la ressource à la tâche qui consiste à donner la ressource à la tâche qui la demande. Une fois que la tâche a pu obtenir la ressource, elle occupe la ressource durant un certain temps (deuxième étape) puis rend la ressource; c’est la dernière étape de restitution de la ressource.

Les phases d’attribution et de restitution de la ressource doivent assurer que la ressource est utilisée conformément à son nombre de points d’accès.

(51)

Par ailleurs, l’étape d’attribution de la ressource peut se révéler bloquante pour la tâche qui l’effectue si tous les points d’accès de la ressource sont occupés. Au contraire, l’étape de restitution d’une ressource par une tâche peut entrainer le déblocage d’une autre tâche en attente d’accès à cette ressource.

Plusieurs schémas de synchronisation entre tâches ont été définis afin de garantir une bonne utilisation des ressources par les tâches et d’une manière plus générale une communication entre tâches cohérente et sans perte de données. Un des schémas les plus répandus pour les ressources critiques est celui de l’exclusion mutuelle. Le code d’utilisation (durant la phase d’occupation) d’une ressource critique est appelée section critique.

Accès à une ressource critique par exclusion mutuelle : ce mécanisme de synchronisation a pour rôle de garantir qu’une ressource critique ne peut être manipulée que par une seule tâche à la fois. Pour ce faire, la section critique est précédée d’un prélude et suivie d’un postlude qui assurent l’exclusion mutuelle. Le prélude prend la forme d’une protection et le postlude celui d’une fin de protection.

Quant à la section critique, elle doit offrir les trois propriétés suivantes :

• exclusion mutuelle,

• attente bornée : la tâche demandant l’accès à la ressource critique doit obtenir satisfaction au bout d’un temps borné,

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Accès à une ressource critique par exclusion mutuelle (suite)

• bon déroulement : lorsque la ressource critique est inoccupée et qu’une ou plusieurs tâches sont attentes pour entrer dans celle-ci, le choix de la tâche entrant finalement en section critique ne relève que des tâches en attente, ce choix devant se faire dans un laps de temps borné. Par ailleurs, une tâche s’exécutant en dehors de la section critique ne peut pas bloquer l’accès à la ressource critique associée.

Algorithme de Peterson : c’est une solution entièrement logicielle au problème de l’accès à une section critique. En particulier, elle ne requiert pas l’aide du système d’exploitation. Pour l’appréhender, considérons deux tâches i et j. La structure de la tâche i étant la suivante :

/* prelude */

while { Drapeau[i] = VRAI ; tour = j;

while (Drapeau[j] & tour == i );

Section critique /* postlude */

Drapeau[i] = FAUX;

}

(53)

• explications : La variable ^Drapeau permet à chaque tâche d’indiquer sa volonté d’entrer en section critique (donc d’accéder à la ressource critique) en positionnant celle-ci à ^VRAI. La variable ^tour indique quelle tâche a le droit d’entrer en section critique. Ce sont deux variables globales. On peut vérifier que les trois propriétés précédentes sont vérifiées :

• exclusion mutuelle : si deux tâches veulent entrer en section critique, alors

Drapeau[i]=Drapeau[j]=VRAI. Seule la tâche pour laquelle ^tour contient sa valeur peut entrer en section critique. Si une des tâches est déjà en section critique (par exemple i) et que l’autre tâche , j, veut y entrer à son tour, alors la variable ^tour vaut forcément i et la tâche j est bloquée.

• attente bornée : si une des deux tâches (i par exemple) veut entrer en section critique et se trouve mise en attente, alors cela veut dire que la section critique est occupée par l’autre tâche (j). Lorsque la tâche j sort de la section critique, elle positionne son ^Drapeau à ^FAUX. Si cette même tâche revient immédiatement demander l’entrée de la section critique, elle met son ^Drapeau à ^VRAI mais également la variable ^tour à i. Comme la tâche i en attente dans la boucle ne modifie pas la variable tour, la tâche i entre en section critique, après une attente qui au maximum est égale à une entrée de la tâche j en section critique.

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• bon déroulement : une tâche en dehors de la section critique et ne désirant pas y pénétrer positionne son ^Drapeau à ^FAUX. Elle ne peut alors pas bloquer l’entrée de la section critique. Si deux tâches veulent entrer en même temps en section critique, toutes deux positionnent leur ^Drapeau à ^VRAI et chacune commute le ^tour pour le donner à l’autre. Ainsi, pour au moins une des deux tâches, la condition du ^while est fausse et cette tâche entre en section critique.

Réalisation avec des MUTEX (sous Linux)

Les mutex et les variables de conditions sont deux outils de synchronisation permettant de réaliser l’exclusion mutuelle entre threads.

Un mutex est une variable de type pthread_mutex_t servant de verrou pour protéger l’accès à des zones de code ou de données. Ce verrou peut prendre deux états, disponible ou verrouillé, et il ne peut être acquis que par un seul thread à la fois. Un thread demandant à verrouiller un mutex déjà acquis par un autre thread est mis en attente.

• Initialisation d’un mutex : l’initialisation d’un mutex s’effectue à l’aide de la constante PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER :

pthread_mutex_t mut = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;