Entraînement — Concurrence

Les threads disposent déjà de mémoire commune, mais leurs accès doivent préserver les invariants. Un canal de communication ne transforme pas automatiquement une séquence lire–modifier–écrire en opération atomique. Les processus peuvent également communiquer par mémoire partagée explicite ou tube.

Variantes : Les hypothèses fixent le modèle. Les traces sont possibles, sans FIFO ou vitesse supposée. Une reformulation équivalente est admise dans la rubrique des réponses rédigées, qui restent autoévaluées. Les modèles ne bornent pas une data race C.

Les deux calculs utilisent la même ancienne valeur 0; la seconde écriture de 1 remplace la première. Le compteur vaut 1 dans cette trace. Une exécution sérielle du modèle donnerait 2. Ces résultats illustratifs ne bornent pas une data race C, dont le comportement peut être indéfini.

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Exclusion mutuelle, progression, attente bornée et indépendance temporelle sont des exigences distinctes. Un algorithme peut exclure les doubles entrées tout en affamant un participant. Désactiver les interruptions locales ne suspend pas les autres cœurs et ne fournit pas une primitive générale en espace utilisateur.

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La trace test A → test B → prise B → entrée B → prise A → entrée A laisse deux participants en section critique. Chacun a correctement observé un ancien état libre; le problème est la séparation du test et de la prise. La réponse rédigée reste autoévaluée, sans score automatique de correction.

• A lit 0 et franchit le test, puis est interrompu avant son affectation.
• B lit 0, écrit 1 et entre sans encore sortir.
• A reprend, écrit 1 et entre alors que B est encore en section critique.
• Le test et la prise doivent former une primitive atomique, ou employer un protocole prouvé; volatile ou sleep ne ferme pas cette fenêtre.

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Pour p=0, waiting==0 est faux, donc P0 franchit la boucle. Pour p=1, les deux termes sont vrais et P1 attend. Lorsque P0 sort et met critical[0]=0, P1 peut avancer. Ce modèle n’autorise pas une transcription C avec des objets ordinaires en course; atomiques et ordre mémoire doivent être corrects.

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Attente active et état bloqué diffèrent. Un mutex peut combiner une courte phase de spin et le blocage selon son implantation. Une E/S longue rend la rotation coûteuse; si le détenteur ne peut pas être ordonnancé, tourner ne l’aide pas à libérer. Le choix dépend des durées, cœurs et politiques réels.

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Test-and-set protège la prise du verrou mais ne donne pas une politique d’admission équitable. Sous les hypothèses de priorité annoncées, H peut priver L de CPU et prolonger son propre retard. Un protocole d’héritage peut élever L; cette garantie doit être fournie par la primitive et sa configuration, pas supposée.

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La faute est la fenêtre entre test et sommeil. Un sémaphore garde la permission si le post précède le wait. Une condition s’appuie sur un prédicat persistant sous mutex et une libération/blocage atomique; son signal isolé ne garde pas de jeton. Les deux solutions ne rendent pas les garanties des primitives identiques.

• C constate 0 puis est interrompu avant sleep; P produit, count devient 1, et le réveil sans dormeur est perdu.
• C reprend et dort malgré un élément présent; aucun délai fixe ne garantit la correction.
• Un sémaphore full initialisé à 0 mémorise le post; le wait ultérieur consomme la permission.
• Une condition avec prédicat protégé par le même mutex utilise wait atomique et reteste dans while; la condition seule ne mémorise pas les signaux.

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Un sémaphore n’attribue pas la propriété d’un mutex : un autre thread peut effectuer post. POSIX sem_t reste un compteur; initialiser à 1 ne le borne pas magiquement à 1. L’usage binaire dépend du protocole qui évite les post excédentaires. Un mutex acquis doit être libéré par son propriétaire selon son contrat.

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Wait libère atomiquement le mutex et attend, puis le réacquiert avant de retourner. Le retour n’affirme pas la vérité du prédicat. Un signal ne réserve pas la ressource et n’est pas mémorisé sans attenteur. Le prédicat se lit et se modifie sous le même mutex; la boucle le vérifie à nouveau.

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La barrière attend les trois arrivées et sépare les phases avec synchronisation mémoire. PTHREAD_BARRIER_SERIAL_THREAD est retourné à un participant non spécifié; les autres reçoivent zéro. Elle ne sérialise pas les opérations de la phase B. Un mauvais compte ou un participant absent peut empêcher le rendez-vous.

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Le choix part de la garantie : stock de permissions, exclusion avec propriétaire, prédicat partagé ou rendez-vous collectif. Attente active et blocage sont des stratégies d’attente; une courte rotation peut exister sous un mutex. Une primitive ne prouve pas à elle seule l’équité ni la terminaison du programme. Réponse autoévaluée.

• Sémaphore de comptage initialisé à 3, avec une permission rendue pour chaque acquisition, représente les connexions.
• Mutex pour la région qui préserve un invariant et respecte la propriété acquisition/libération.
• Variable de condition + même mutex + prédicat !file_vide testé dans while; le signal n’est pas un jeton.
• Barrière de compte exact pour la frontière collective; elle n’assure ni exclusion de phase ni équité FIFO universelle.

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La chaîne doit rester cohérente : table et numéro de l’ABI, prototype/implantation, objet lié, paquets installés, noyau personnalisé démarré puis test syscall. uname -r identifie le noyau actif. Les commandes sont liées à la VM/version historique; le noyau générique reste une possibilité de retour. Aucune manipulation personnelle n’est certifiée.

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C conserve la structure verrouillée pendant qu’il attend l’élément que P ne peut pas insérer : les deux attendent. Le bon ordre est permission de ressource puis mutex; après modification, libérer mutex et poster la ressource opposée. Pour N=2 : empty=2, full=0, mutex=1 initialement. À repos après une insertion : empty=1, full=1, mutex=1; après retrait : 2/0/1.

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Un appel échoué ne se traite pas uniformément : sem_wait peut être interrompu avec EINTR; pthread_mutex_lock robuste peut acquérir en signalant EOWNERDEAD, puis l’état doit être réparé et déclaré cohérent. Réinitialiser un sémaphore actif ou détruire une primitive encore utilisée n’est pas un nettoyage valide. Lire sem_getvalue n’assure pas une acquisition.

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Une observation ne prouve pas un invariant. La borne pédagogique n’est pas un contrat du langage C en présence de data race. Les jointures attendent les terminaisons mais n’excluent pas les accès concurrents qui les précèdent. Il faut une synchronisation des mises à jour ou des atomiques adaptées.

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Post laisse une permission lorsque personne n’attend. Le wait ultérieur peut la consommer, sans perdre l’événement; si C arrivait plus tôt il attendrait ce post. C’est un ordre entre événements, pas une exclusion générale de toutes les opérations. Une condition signalée seule ne mémoriserait pas cette permission.

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Signal rend un attenteur éligible mais ne garantit pas qu’il réacquerra avant un autre consommateur. Après C2, count vaut 0; C1 reteste sous mutex et wait libère atomiquement ce mutex pour attendre. if sauterait ce retest et pourrait retirer d’une file vide. La sûreté n’implique pas une attente bornée sans hypothèses de progression.

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