Interblocage

Un interblocage (deadlock en anglais, appelé aussi « étreinte fatale ») est un phénomène qui peut survenir en programmation concurrente. L'interblocage se produit lorsque deux processus concurrents s'attendent mutuellement. Les processus bloqués dans cet état le sont définitivement, il s'agit donc d'une situation catastrophique. C'est E.G Coffman (1971 St Gravé) principalement qui a étudié les mécanismes conduisant aux phénomènes d'interblocage.

Exemples

Un exemple concret d'interblocage peut se produire lorsque deux processus légers essayent d'acquérir deux verrous dans un ordre différent. Ainsi, si par exemple il y a deux mutex (nommés M1 et M2) et les deux processus légers suivants :

TâcheA :
  Obtenir M1
  Obtenir M2
  Action nécessitant les deux verrous
  Rendre M2
  Rendre M1

TâcheB :
  Obtenir M2
  Obtenir M1
  Action nécessitant les deux verrous
  Rendre M1
  Rendre M2

Un interblocage est possible. En effet, si par exemple, la séquence d'opération suivante survient :

1. La TâcheA obtient M1.
2. La TâcheB obtient M2.
3. La TâcheA attend pour obtenir M2 (qui est entre les mains de TâcheB).
4. La TâcheB attend pour obtenir M1 (qui est entre les mains de TâcheA).

Dans cette situation, les deux tâches (TâcheA et TâcheB) sont définitivement bloquées.

Évitement

Les interblocages peuvent être évités si certaines informations sont connues à l'avance lors des allocations de ressources. Pour chaque allocation de ressources, le système regarde s'il va entrer dans un état « non sûr », c'est-à-dire un état qui pourrait engendrer un interblocage. Le système ne répond favorablement qu'aux requêtes qui mènent à des états « sûrs ». Pour être capable de décider si l'état suivant sera sûr ou non sûr, le système a besoin de connaître à tout moment le nombre et le type de ressources existantes, disponibles et demandées. Un algorithme classique permettant la détection des interblocage à l'avance est l'Algorithme du Banquier. Celui-ci nécessite de connaître à l'avance les limites d'utilisation des ressources. Toutefois, pour beaucoup de systèmes, il est impossible de connaître à l'avance les demandes de chaque processus. Cela implique que l'évitement des interblocages est souvent impossible.

Les algorithmes Attente/Mort (Wait/Die) et Blessé/Attente (Wound/Wait) sont deux autres méthodes d'évitement qui utilisent une technique de rupture de la symétrie. Dans ces deux algorithmes on prend en compte l'âge des processus et l'on distingue un processus âgé (A) et un processus jeune (J).

L'âge d'un processus peut être déterminé par horodatage (timestamp) lors de sa création. Les dates les plus petites appartiennent à des processus plus âgés, les plus grandes à des processus plus jeunes.

Il est important de se rendre compte qu'un processus peut être dans un état non sûr sans pour autant forcément conduire à un interblocage. La notion de sûr/non sûr fait uniquement référence à la possibilité que le système entre dans un interblocage ou non. Par exemple, si un processus fait une requête sur une ressource A qui résulte en un état non sûr, mais relâche une ressource B pour éviter une attente circulaire, alors l'état est non sûr mais le système n'est pas en interblocage.

Prévention

Une méthode consiste à toujours acquérir les mutex (exclusion mutuelle) dans le même ordre. En effet, si plusieurs processus légers (thread) nécessitent d'acquérir plusieurs verrous pour effectuer leur travail, s'ils acquièrent les verrous dans un ordre différent, il est possible qu'ils se bloquent lors de la séquence d'acquisition (comme dans l'exemple précédent).

Il convient aussi de s'intéresser aux priorités des processus. En effet, si par exemple un processus de haute priorité utilise un verrou en commun avec un processus de basse priorité (voir aussi inversion de priorité), il est possible d'obtenir des situations de blocage. Une solution à ce genre de problème consiste à n'utiliser des verrous qu'entre des processus de même priorité.

Référence

• Luigi Zaffalon et Pierre Breguet, Programmation concurrente et temps réel avec ADA 95, Presses polytechniques et universitaires romandes, Lausanne, 1999
• Paper "Confirmation of Deadlock Potentials Detected by Runtime Analysis" by Saddek Bensalem, Jean-Claude Fernandez, Klaus Havelund and Laurent Mounier

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