---
# System prepended metadata

title: 'Ćwiczenia 4, grupa cz. 12-14, 4. listopada 2021'
tags: [PRW21, pwit, ćwiczenia]

---

# Ćwiczenia 4, grupa cz. 12-14, 4. listopada 2021

###### tags: `PRW21` `ćwiczenia` `pwit`

## Deklaracje

Gotowość rozwiązania zadania należy wyrazić poprzez postawienie
X w odpowiedniej kolumnie! Jeśli pożądasz zreferować dane
zadanie (co najwyżej jedno!) w trakcie dyskusji oznacz je znakiem
==X== na żółtym tle.

**UWAGA: Tabelkę wolno edytować tylko wtedy, gdy jest na zielonym tle!**

:::danger
|                        | 1     | 2   | 3   | 4   | 5   | 6   | 7   |
| ----------------------:| ----- | --- | --- | --- | --- | --- | --- |
Jacek Bizub              |   X   |  X  |  X  |  X  |  X  |  X  |  X  |
Michał Błaszczyk         |       |     |     |     |     |     |     |
Dawid Dudek              | ==X== |  X  |  X  |  X  |     |  X  |  X  |
Mateusz Gil              |       |     |     |     |     |     |     |
Wiktor Hamberger         |       |     |     |     |     |     |     |
Krzysztof Juszczyk       |   X   |  X  |==X==|  X  |     |  X  |  X  |
Kamil Kasprzak           |   X   |  X  |  X  |  X  |     |  X  |  X  |
Kacper Kingsford         |       |     |     |     |     |     |     |
Kacper Komenda           |       |     |     |     |     |     |     |
Aleksandra Kosińska      |   X   |  X  |  X  |  X  |     |  X  |  X  |
Łukasz Orawiec           |   X   | X   | X   |     |     |  X  |  X  |
Kamil Puchacz            |       |     |     |     |     |     |     |
Paweł Sikora             |   X   |  X  |  X  |  X  |     |  X  |     |
Michał Sobecki           |   X   |  X  |  X  |  X  |     |  X  |  X  |
Cezary Stajszczyk        |   X   |  X  |  X  |  X  |     |  X  |  X  |
Piotr Stokłosa           |   X   |  X  |  X  |  X  |     |  X  |  X  |
Cezary Troska            |   X   |  X  |  X  |   X |     |  X  |  X  |
Daniel Wiczołek          |       |     |     |     |     |     |     |
:::


Tu proszę wpisać nazwiska osób deklarujących zad. 9 z listy 3:
:::success

Bizub

:::



:::info
**Uwaga:** Po rozwiązaniu zadania należy zmienić kolor nagłówka na zielony.
:::


## Zadanie 1

:::success
Autor: Dawid Dudek
:::
![](https://i.imgur.com/16bhlFH.png)

![](https://i.imgur.com/HVyakrm.png)

Właściwości poziomów:
- Co najmniej jeden wątek próbbujący wejść na poziom x odnosi sukces
- Jeśli więcej niż jeden wątek próbuje wejść na poziom x, wówczas przynajmniej jeden z nich zostaje zablokowany (czyli zostaje na swoim poziomie)

Ten algorytm to uogólniona koncepcja Petersona - zamiast dwuelementowej tablicy flag używamy n-elementowej tablicy level. Każdy poziom ma swojego victima którego odsieje (nie da mu przejść na następny poziom)

Dla wątku A -> level[A] oznacza najwyższy poziom na który próbuje wejść wątek A.


Lemat: Na poziomie i znajduje się maksymalnie n-i wątków

Podstawa dla i=0 -> widzimy, że działa z 1 pętli for wszystkie n wątków jest na poziomie 0

Załóżmy że działa dla j-1. Czyli na poziomie j-1 jest conajwyżej n-j+1 wątków. Pokażemy, że conajmniej jeden wątek nie może przejść na poziom j. Zrobimy to przeprowadzając dowód nie wprost.

Załózmy, że na poziomie j jest n-j+1 wątków. Powiedzmy, że ostatni wątek na poziomie j który zapisał coś w polu victim[j] było A. 

Czyli dowolny inny wątek B na poziomie j musiał wpisać victim[j]=B wcześniej. Mamy zatem:

$Write_B(victim[j] = B) -> Write_A(victim[j] = A)$

Dodatkowo widzimy, że  level[B] jest zapisywane przed victim czyli mamy

$Write_B(level[B] = j) -> Write_B(victim[j] = B) -> Write_A(victim[j] = A)$

Teraz wróćmy do wątku A. Widzimy, że w pętli while czyta on level[B] po tym jak ustawił victim[j] = A. Czyli:


$Write_B(level[B] = j) -> Write_B(victim[j] = B) -> Write_A(victim[j] = A) -> Read_A(level[B])$

Widzimy zatem problem - B znajduje się na poziome j więc każde odczytanie level[V] da wartość większą lub równą j. Przez to A nie będzie mogła skończyć swojego while więc będzie oczekiwać. Co daje sprzeczność z założeniem, że A weszło na poziom j. 

Widzimy zatem, że algorytm zapewnia wzajemne wykluczenie. Czemu? Ponieważ wejście do sekcji krytycznej jest równoważne z wejściem na poziom n-1. Ile na tym poziomie jest wątków? Zgodnie z twierdzeniem które odowodniliśmy jest to n-n+1 czyli 1 co kończy dowód


## Zadanie 2

:::success
Autor: Michał Sobecki
:::

Niech $i$ będzie najniższym poziomem, na którym doszło do zagłodzenia wątku, nazwijmy go $A$. 
Muszą dla tego zjawiska zajść następujące warunki:

1. Dowolny wątek $B$ nie może wejść na poziom $i$ po wątku $A$.
2. Na poziomie $j$, takim, że $j>=i$ znajduje się jakiś wątek $C$.

Czy jest możliwa sytuacja, że na którymś poziomie czekają 2 wątki?
Nie, ponieważ victim na danym poziomie wskazuje tylko na 1 wątek. 
Gdy nowy wątek $B$ wejdzie na poziom $i$, to $victim = B$, a zatem $A$ może przejść wyżej.
Jeśli wątek $A$ jest sam na danym poziomie, to musi poczekać, aż wątki na wyższych poziomach wyjdą z sekcji krytycznej. 

Czy wątki na wyższych poziomach mogą się zagłodzić? Nie, ponieważ zawsze wątek na najwyższym poziomie przejdzie dalej, ponieważ nie będzie już innych wątków na poziomach wyżej.

Tak więc wątki na wyższych poziomach będą ciągle wchodziły na wyższe poziomy lub przekażą pierwszeństwo innym wątkom, które będą robiły to samo, aż wejdą na poziom $n-1$.

Po wyjściu z sekcji krytycznej ustawiają swój poziom na 0. Wtedy gdy wszystkie wątki z poziomów wyżej to zrobią, czekający wątek może wejść dalej.

Z tego warunku wywnioskować można również, że nie zachodzi zakleszczenie.

![](https://i.imgur.com/4BcUPn5.png)


## Zadanie 3

:::success
Autor: Kamil Kasprzak
:::
```
Zadanie 3. Przypomnij, co to znaczy że algorytm ma własność
r-ograniczonego czekania (ang. r-Bounded Waiting). Pokaż, że
algorytm Petersena ma własność 0-ograniczonego czekania, tzn,
że jest FCFS (First Come First Served).
```

r-Bounded Waiting <- to górne ograniczenie na ilość wątków, które mogą uzyskać dostęp do CS przed wątkiem A mimo że same zgłosiły chęć uzyskania dostępu później.

```
public void lock() {
    flag[i] = true;
    victim = i;
    while (flag[j] && victim == i) {};
}
public void unlock() {
    flag[i] = false;
}
```

Przyjmijmy że A zgłasza chęć uzyskania dostępu do CS wcześniej lecz B go wyprzedza.
W takim razie zachodzi (skoro A wykonuje sekcje wejściową)
${write_A(flag[A]=true) \rightarrow write_A(victim = A)}$

Po czym B zgłasza chęć dostępu CS (również musi wykonać sekcje wejściową), zachodzi sytuacja symetryczna.
${write_B(flag[B]=true) \rightarrow write_B(victim = B)}$

W tym momencie wątek B zablokuje się podczas ${read_B(flag\ \&\&\ victim)}$
ponieważ A zgłosił cheć dostępu (wciąż go nie uzyskał) i ofiarą jest B.
Wątek A nie jest ograniczony przez żadną kolejną instrukcje dlatego też przy wykonaniu kolejnej instrukcji  ${ read_A(flag\ \&\&\ victim) }$ uzyska dostęp do CS.

Zatem mamy sprzeczność. B nie jest w stanie uzyskać dostępu do CS przed A.

## Zadanie 4

:::success
Autor: Cezary Troska
:::

```java=
class Filter implements Lock {
    int[] level;
    int[] victim;
    public Filter(int n) {
        level = new int[n];
        victim = new int[n]; // use 1..n-1
        for (int i = 0; i < n; i++) {
            level[i] = 0;
        }
    }
    public void lock() {
        int me = ThreadID.get(); // returns 0..n-1
        for (int i = 1; i < n; i++) { // attempt to enter level i
            level[me] = i;
            victim[i] = me;
            // spin while conflicts exist
            while (( ∃ k != me) (level[k] >= i && victim[i] == me)) {};
        }
    }
    public void unlock() {
        int me = ThreadID.get();
        level[me] = 0;
    }
}

```

Przyjmijmy, że mamy 3 wątki biorące udział w tym algorytmie. 
1. Wątek 1 zaczyna wykonywać funkcję lock i dochodzi do momentu ustawienia $level[me] = 1$ oraz $victim[1] = me$. Tym samym wykonał DS. Wątek 1 zostaje wywłaszczony.
2. Wątek 2 zaczyna  wykonywać funkcję lock i dochodzi do momentu ustawienia $level[me] = 1$ oraz $victim[1] = me$. Tym samym wykonał DS. Jest ustawiony jako victim i wątek 1 również posiada level[me]=1, więc wątek 2 czeka aż do wywłaszczenia
3. Wątek 3 zaczyna wykonywać funkcję lock i dochodzi do momentu ustawienia $level[me] = 1$ oraz $victim[1] = me$. Tym samym wykonał DS. Jest ustawiony jako victim i wątek 1 (oraz wątek 2) również posiada level[me]=1, więc wątek 3 czeka aż do wywłaszczenia
4. Procesor zostaje przekazany wątkowi 2. Nie jest on już jako victim, więc może wejść na wyższy poziom. Przechodzi przez wszyskie wyższe poziomy, bo warunek czekania nie będzie spełniony ($- ( ∃ k != me) (level[k]>=i)$) i wchodzi do CS. Po wykonaniu CS zaczyna znów wykonywać funkcję lock. Jest ustawiony jako victim i wątek 1 również posiada level[me]=1, więc wątek 2 czeka aż do wywłaszczenia.
5. Procesor zostaje przekazany wątkowi 3. Nie jest on już jako victim, więc może wejść na wyższy poziom. Przechodzi przez wszyskie wyższe poziomy, bo warunek czekania nie będzie spełniony ($- ( ∃ k != me) (level[k]>=i)$) i wchodzi do CS. Po wykonaniu CS zaczyna znów wykonywać funkcję lock. Jest ustawiony jako victim i wątek 1 również posiada level[me]=1, więc wątek 3 czeka aż do wywłaszczenia.

Kroki 4 i 5 mogą powtarzać się dowolną liczbę razy. Z każdym ich wykonaniem liczba wykonań sekcji krytycznej dla wątków  2 i 3 rośnie. Oznacza to, że różnica w liczbie wykonań sekcji krytycznej dla wątku 1 i któregokolwiek z wątków 2 i 3 może być dowolnie duża. 

## Zadanie 5

:::danger
Autor: do do-deklaracji i zrobienia następnym razem 
:::

## Zadanie 6

:::success
Autor: Krzysztof Juszczyk
:::

Formalną definicję linearyzacji można streścić w dwóch punktach:
1. Ciąg wywołania metod w programie współbieżnym powinien mieć taki efekt, jak gdyby te metody zostały wykonane w pewnym sekwencyjnym porządku, jedna po drugiej.
2. Efekt każdej metody w programie współbieżnym powinien wystąpić w pewnym punkcie czasu pomiędzy jej wywołaniem a powrotem (punkt linearyzacji).

Formalna definicja: 
Historia $H$ jest linearyzowalna jeśli może być zmodyfikowana do historii $G$ przez:
* dodanie 0 lub więcej powrotów do oczekujących wywołań
* usuwanie oczekujących wywołań

I historia $G$ jest równoważna względem legalnej/poprawnej sekwencyjnie historii $S$ takiej, że $\rightarrow_G {\subset} \rightarrow_S$


### a)
#### Nieformalnie:
![](https://i.imgur.com/XfxH5K1.png)

#### Formalnie:
Mamy historie $H$: 
```
B r.write(1)
A r.read()
C r.write(2)
A r: 1
B r: void
C r: void
B r.read()
B r: 2
```

Która jest równoważna poprawnej sekwencyjnie historii $S$:
```
B r.write(1)
B r: void
A r.read()
A r: 1
C r.write(2)
C r: void
B r.read()
B r: 2
```

oraz ${\rightarrow}_H \subset \rightarrow_S$
* $\rightarrow_H = \{B.write(1) \rightarrow B.read(), A.read() \rightarrow B.read(), C.write(2) \rightarrow B.read()\}$
* $\rightarrow_S = \{B.write(1) \rightarrow A.read() \rightarrow C.write(2) \rightarrow B.read()\}$

### b) 
#### Nieformalnie:
![](https://i.imgur.com/QqsBYZp.png)

#### Formalnie:
Mamy historie $H$: 
```
B r.write(1)
A r.read()
C r.write(2)
A r: 1
B r: void
C r: void
B r.read()
B r: 1
```

Która jest równoważna poprawnej sekwencyjnie historii $S$:
```
C r.write(2)
C r: void
B r.write(1)
B r: void
A r.read()
A r: 1
B r.read()
B r: 1
```

oraz ${\rightarrow}_H \subset \rightarrow_S$
* $\rightarrow_H = \{C.write(2) \rightarrow B.read(), B.write(1) \rightarrow B.read(), A.read() \rightarrow B.read()\}$
* $\rightarrow_S = \{C.write(2) \rightarrow B.write(1) \rightarrow A.read() \rightarrow B.read()\}$

### c) 
#### Nieformalnie:
![](https://i.imgur.com/rResT6Q.png)
Ta historia nie jest linearyzowalna, aby tak było na przedziale czerwonego pola brakuje `p.deq(x)`.
 
#### Formalnie:
Mamy historie $H$: 
```
A p.enq(x)
A p: void
B p.enq(y)
B p: void
A p.deq()
A p: y
```

Która nie może zostać rozszerzona do równoważnej poprawnej sekwencyjnie historii $S$, w której następuje wyciągnięcie elementu $x$ z $p$.

### d)
#### Nieformalnie:
![](https://i.imgur.com/HkPHJUc.png)

Ta historia nie jest linearyzowalna:
1. Brakuje pobrania elementu $x$ z $p$ na tym przedziale
2. Brakuje pobrania elementu $y$ z $q$ na tym przedziale

#### Formalnie:
Mamy historie $H$: 
```
A p.enq(x)
A p: void
B q.enq(y)
B q: void
A q.enq(x)
A q: void
B p.enq(y)
B p: void
A p.deq()
A p: y
B q.deq()
B q: x
```

Która nie może zostać rozszerzona do równoważnej poprawnej sekwencyjnie historii $S$, w której następuje:
- wyciągnięcie elementu $x$ przed $y$ z $p$
- wyciągnięcie elementu $y$ przed $x$ z $q$

## Zadanie 7

:::warning
Autor: Aleksandra Kosińska
:::


![](https://i.imgur.com/vNUZEg2.png =500x)

![](https://i.imgur.com/Qllzkx4.png =500x)

**diagram 1 i 2:**
Jeżeli historia jest linearyzowalna to jest sekwencyjnie spójna.

**diagram 3:**

```
G:                        S:

A p.enq(x)                B p.enq(y)
A p: void                 B p: void
B p.enq(y)                A p.enq(x)
B p: void                 A p: void
A p.deq()                 A p.deq()
a p: y                    A p: y

```
*G jest ekwiwalentne do S*
mamy:
$B\ p.enq(y) \to A\ p.enq(x) \to A\ p.deq(y)$



**diagram 4:**
```
G:                       

A p.enq(x)  
A p: void 
B q.enq(y) 
B p: void 
A q.enq(x)
A q: void
B p.enq(y)
B p: void
A p.deq()
A p: y
B q.deq()
B q: x
```

Aby zachować własność $FIFO$ w `S` musimy mieć:
1. dla queue `p` :  $B\ p.enq(y) \to A\ p.enq(x)$
2. dla queue `q` : $A\ q.enq(x) \to B\ q.enq(y)$

Ale aby była zachowana ekwiwalentność musimy mieć:
1. $A\ p.enq(x) \to A\ q.enq(x)$
2. $B\ q.enq(y) \to B\ p.enq(y)$