１３ デッドロック

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デッドロックとは？ 暗礁！ にっちもさっちもいかなくなった状態

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・・・

図８．１ 川の横断

・・・

図８．２ 川の横断中に発生するデッドロック状態

デッドロックの防止

何か約束事（プロトコル）を決めないといけない． （例） 河を渡っている人数を１人にする． ↓ 河を渡る時に，横断中の人数を知る．

決定すべき事項 横断中の検知機構 同時に２人が渡りたい場合は，どうするか？ １人の決定 優先度

飢餓状態（starvation）の回避

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システムモデル

資源の構成要素 資源の型

プロセッサ，メモリ，ファイル，入出力装置（プリンタ，ＣＤなど）

実体 同一型内の数

– 例：プロセッサ３台，プリンタ２台，．．．

資源の使用順序 要求 使用 解放

資源の要求，解放はシステムコール ファイルのオープン，クローズ

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デッドロックの性質

デッドロックであるための必要条件

以下の４つを全て満たしていると，システムはデッドロック状態になっている．

１）相互排除(mutual exclusion) 少なくとも１つの資源が非共有モードで確保されなけばならない．

一度に１つのプロセスのみが，その資源を使用できる．

２）確保と待機 以下の状態のプロセスが少なくとも１つは存在する．

– 少なくとも１つの資源を確保し，かつ他のプロセスが確保している資源を獲得しようとしている．

３）横取り不能 資源の横取りは不可能

４）循環待機 待機待資源が循環している．

｛p0, p1, p2, …., pn｝

Pi： プロセス

P0は，p1が確保している資源を待つ

注意：必要条件２）確保と待機は，必要条件４）循環待機に含まれる．

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資源割当てグラフ（１／２）

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プロセスと資源からなる有向グラフ

図８．３ プロセスと資源からなる有向グラフ

p1 p2 p3

r1 r3

r2

r4

資源 プロセス

資源割当てグラフ（２／２）

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循環の存在は，デッドロックが生じているための必要条件 十分条件ではない．

p1 p2 p3

r1 r3

r2

r4

図８．４ デッドロックが存在する資源割当グラフ

r2

r1

p1

p2

p3

p4

図８．５ 循環はあるが，デッドロックは存在しない資源割当グラフ

デッドロック処理技法

デッドロックに対する対処

種類

１）デッドロックにならないことを保証する．

１－１）デッドロック防止

１－２）デッドロック回避

２）デッドロックからの回復

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デッドロック防止

必要条件の少なくとも１つが成立しないことを保証

１）相互排除

２）確保と待機

３）横取り不能

４）循環待機

不成立させることの可能性を考察

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１）相互排除について

すべての資源を非共有にできるか？（相互排除しないようにできるか？）

非共有：複数プロセスからの同時アクセスを許す．

（例）

読出し専用ファイル

非共有OK

読書きファイル

非共有できない！

全ての資源を非相互排除的アクセスにすることは不可能！

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２）確保と待機について（１／２） （確保と待機）必要条件を不成立にする方法

確保と待機が同時に生じないようにする．

１）待機が生じないようにする．

各プロセスが実行中に必要な資源を，実行前にあらかじめ全て確保しておくこと．

２）待機の時，確保していないようにする．

実行中に資源を要求するときは，確保している資源を解放した後で資源を要求する．

（例）

データのソーティング

１）カードリーダ → ディスクファイルへのコピー

２）ディスクファイル内のデータのソーティング

３）ソーティング結果をプリンタに出力

４）磁気テープにコピー

方法：１）待機が生じないようにする．

実行前に，ハードウェアローダ，ディスクファイル，プリンタ，磁気テープ装置を全て確保する．

方法：２）待機の時，確保していないようにする．

最初：カードリーダとディスクファイル，の確保

次： カードリーダ，ディスクファイル，を解放

ディスクファイル，プリンタ，の確保

最後：ディスクファイル，プリンタ，の解放

ディスクファイル，磁気テープ装置の確保

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２）確保と待機について（２／２）

欠点

方法：１）待機が生じないようにする．

資源の使用効率が低下する．

あまり使わないのに最初から確保

飢餓状態が発生する可能性大

全ての資源が最初に確保できないと実行できない．

方法：２）待機の時，確保していないようにする．

プロセスの実行が非効率

実行中，常時使用する資源でも，他の資源を要求する度に，

解放，確保しなければならない．

解放，確保はシステムコール

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３）横取り不能について

３）横取り不能，を生じさせないようにする．

資源の横取りを可能にする．

方法１： 確保できないときは，確保した資源も解放する．

要求した資源を確保できない時，今まで確保している

資源を解放して，他プロセスからの横取りを許す．

方法２： 確保できない時，（可能ならば）欲しい資源を無

理やり確保する．

可能ならば：

欲しい資源を他プロセス（プロセスP）が確保しているが，そ

のプロセスPが別の資源を確保できないため待機中になっ

ている場合，プロセスPが確保している資源（欲しい資源）を

横取りして確保する．

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４）循環待機について

循環待機にならないことを保証する．

↓

資源を順序付けて管理する．

順序付け関数：F

F(カードリーダ)＝１

F(ディスク装置)＝５

F(テープ装置)＝７

F(プリンタ)＝１２

方法： 資源 i を要求する時，

F(ｊ)≧F(i) なる資源 ｊ を解放した後，資源 i を要求する．

関数Fの決め方

通常の使用順序に従って決定

F(カードリーダ) ＜ F(プリンタ)

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デッドロックの回避

デッドロック防止の問題点

装置の使用率，スループット

↓

低下！

デッドロックの回避

時々刻々変化する状態をみて，制御する．

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デッドロックの回避：イメージ：例題（１／２）

プロセス（３つ）：P0, P1,,P2

磁気テープ：１２台

最大磁気テープ要求数

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プロセス 最大要求数

P0 10台

P1 4台

P2 9台

プロセス 最大要求数 現在の割当数 不足数

P0 10 5 5

P1 4 2 2

P2 9 2 7

時刻T0の状態

３台空き

今後の割当をうまく制御すれば，デッドロックにはならない．

デッドロックの回避：イメージ：例題（２／２）

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プロセス 割当許可数 空き装置数

P1 2 1

↓

P1 解放 5

↓

P0 5 0

↓

P0 解放 10

↓

P2 7 3

OK!

P1, P0, P2の順に割当て要求を満たしてやる． 時刻T0の状態は安全な状態

割当制御方法

プロセス 最大要求数

P0 10台

P1 4台

P2 9台

デッドロック回避の方法

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負荷情報を利用して，いつも安全な状態になるように制御する． 負荷情報： 最大要求数

安全な状態とは？

安全な順序が存在する状態

安全な順序とは？ プロセスの順序＜P0,P1,…Pn＞が次の条件を満たすとき，現在の状態に対して安全な順序である．

任意のi (0 ≦i ≦ n)に対して， Pi がまだ要求できる数 ≧ 空き数 ＋ ∑ （Pj が確保している数）

割当方法

P0, P1, ．．．， Pn の順に割当要求を許可する．

防止と回避の違い

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防止： 強い安全策 必要条件を不成立にするよう制御

回避： 弱い制御

様子をみて制御

デッドロック 不安全

安全

図８．６ 安全，不安全およびデッドロック状態空間

銀行家アルゴリズム（banker’s algorithm）

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デッドロック回避アルゴリズム プロセス数 ＝n 資源タイプ数 ＝ m

データ構造 Availabe

利用可能数（空き数）を表すベクトル（長さ：m） Avalable[j] = k： 資源タイプ rj の利用可能数がk（k個空いている）

Max 各プロセスの最大要求数 Max[i, j ] = k ： プロセスpi が資源タイプ rj に要求する最大数がk

Allocation 各プロセスに現在割り当てられている数 Allocation[i , j] = k ： プロセス pi に資源タイプ rj がk個割当てられている．

Need 不足数 Need[i, j] = k ： プロセス pi に資源タイプ rj がk個不足している．

Need[i, j] = Max[i, j] - Allocation[i, j]

銀行家アルゴリズムー表記法ー

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表記法 Need(i)：

= ( Need[i, 0], Need[i, 1], ．．．, Need[i, m], )

Allocation(i)も同じ

X, Y ：長さnのベクトル

X ≧ Y ： すべてのi( 0≦i ≦n)に対して，X[i] ≧ Y[i] X > Y： X ≧ Y ，かつ X≠Y

銀行家アルゴリズムーアルゴリズム概要ー

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プロセスpiが資源タイプrjの割り当てを要求したとき，その割当を許可するか否か？

要求数： Request[i, j] 要求ベクトルをRequest(i)とする．

①Request(i) ≦ Need(i)ならば②へ． そうでない場合は，誤り（宣言した数以上の数を要求したから）

②Request(i) ≦ Available ならば③へ

そうでない場合は，pi を待たせる（許可しない） （資源が利用できないから

③次の状態に更新する．

Available := Available - Request(i) ; Allocation(i) := Allocation(i) + Request(i) ; Need(i) := Need(i) - Request(i) ;

割り当てた結果が安全な状態であれば，pi に資源を割り当てる． 〃 でなければ，pi を待たせて，状態（変数の値）を元に戻す．

安全アルゴリズム ー安全な状態かどうかを判定するアルゴリズムー

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①Work, Finish： それぞれ長さm，nのベクトル 初期化： Work := Available ; Finish[i] := false; 全てのi

②次を満たすi を（１つ）見つける．

a) Finish[i] := false，かつ b) Need(i) ≦ Work なければ，④へ．

③ Work := Work + Allocation(i) ; Finish[i] := true ; ②へ． （上記③が意味するもの：プロセスiに残りの要求数を割り当てることができたら，プロセスiは最大数を確保できるから，プロセスiは最後まで実行することができる．その後，いずれプロセスiは実行を終了し，確保した資源を解放して，workに戻すことになる．） ④全てのiに対してFinish[i] = true ならば，システムは安全な状態である．

銀行家アルゴリズム：例題（１／３）

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プロセス（５つ）： p0, p1, …., p4 資源タイプ（３つ）： A, B, C： A: 10個，B: 5個，C:7個

Allocation Max Available

プロセス ABC ABC ABC

P0 010 753 332

P1 200 322

P2 302 902

P3 211 222

p4 002 433

時刻T0の状態

行列Needの内容は， Max-Allocationで定義され，右の表のようになる．

Need

プロセス ABC

P0 743

P1 122

P2 600

P3 011

p4 431

銀行家アルゴリズム：例題（２／３）

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時刻T0での状態は，安全な状態である 安全な順序

<p1, p3, p4, p2, p0>．

銀行家アルゴリズム：例題（３／３）

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時刻T0後，プロセスp1がAを1個，Cを２個要求するとする．この要求を許可してよいか？ 上記をチェックする． ①Request(i) ≦ Need(i)ならば②へ．

そうでない場合は，誤り（宣言した数以上の数を要求したから） （チェック）：Request(1) = ( 1, 0, 2)，Need(1) = ( 7, 4, 3)で，OKなので，②へ

②Request(i) ≦ Available ならば③へ そうでない場合は，pi を待たせる（許可しない） （資源が利用できないから） （チェック）：Request(1) = ( 1, 0, 2)，Available = ( 3, 3, 2)で，OKなので，③へ

③次の状態に更新する． Available := Available - Request(i) ; Allocation(i) := Allocation(i) + Request(i) ; Need(i) := Need(i) - Request(i) ;

Allocation Max Available

プロセス ABC ABC ABC

P0 010 743 230

P1 302 020

P2 302 600

P3 211 011

p4 002 431

更新した状態（右の状態）が安全な状態かどうかをチェックする．

安全アルゴリズムでチェックした結果，OK（安全な状態）（詳細は，省略）

以上

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