Entraînement — Synchronisation et ordonnancement

Le post conserve une autorisation jusqu’au wait. S2 suit S1 même si P2 commence plus tard. Cela ne rend pas leur exécution immédiatement consécutive et ne crée pas un mutex avec propriétaire.

Variantes : Une seule réponse attendue selon les hypothèses énoncées.

wait libère le mutex et attend atomiquement, puis le réacquiert avant de retourner. Le prédicat doit être retesté dans while : réveils spontanés ou ressource déjà reprise sont possibles. Un signal sans attenteur n’est pas un jeton conservé.

Variantes : Sélectionner exactement les deux garanties; aucun crédit partiel.

P1 0–1, P2 1–5, P4 5–10, P1 10–17, P3 17–26. F=(17,5,26,10), T=F−A=(17,4,24,7), W=T−B=(9,0,15,2). Somme W=26; moyenne=26/4=6,5. P1 a R=0 mais W=9.

Variantes : 6,5 ou 6.5; valeurs à ±0,001 de 6,5 acceptées. Aucun autre ordre SRT avec ces données.

P1 utilise 0–4. P2 termine après seulement trois unités, donc 4–7. P3 commence à 7 : son temps de première réponse vaut aussi 7 puisque A3=0. P2 ne garde pas une quatrième unité inutile. P3 finit à 18; 18 est sa fin, pas sa première réponse.

Variantes : 7, 7.0 ou 7,0; valeur exacte. Aucune arrivée simultanée à une expiration à départager.

La notification initiale n’oblige pas le consommateur à agir avant une nouvelle acquisition par le producteur. Le prédicat durable et la boucle sous mutex assurent la correction. La trace est possible; elle ne représente pas l’unique entrelacement.

• Le producteur constate buf=1 sous mutex et attend dans while sur condp.
• wait libère et attend atomiquement; le consommateur peut retirer 1, remettre buf=0 et signaler.
• Le producteur doit être réordonnancé, réacquérir le mutex et retester avant d’écrire 2.
• Le signal n’impose ni transfert immédiat de CPU/mutex ni mémorisation en l’absence d’attenteur.

Variantes : Toute formulation préservant les quatre garanties de la rubrique est recevable. D’autres entrelacements valides existent hors de cette trace imposée; aucune durée n’est exigée.

Le fils a sa copie à 20. Le père conserve 5 dans son espace d’adressage. wait impose une dépendance de fin sans fusionner les variables ordinaires.

Variantes : Une seule réponse attendue selon les hypothèses énoncées.

Les joins attendent les fins, ils ne rendent pas les mises à jour atomiques. Le spinlock seulement déclaré n’est pas utilisé. La course sur les accès ordinaires en C interdit de promettre zéro ou même un intervalle numérique universel; une trace pédagogique ne fournit pas une garantie du langage.

Variantes : Une seule réponse attendue selon les hypothèses énoncées.

T2 peut finir pendant que le principal attend T1; join(T2) trouvera alors un thread déjà terminé. T1 peut aussi finir en premier. L’ordre de création ne fixe ni l’ordre des fins ni celui des messages des travailleurs.

• Les deux ordres de fin T1→T2 et T2→T1 sont possibles.
• Les créations suivent leur ordre dans le principal, mais les travailleurs peuvent progresser concurremment.
• join(T1) retarde le principal, pas T2; l’affichage suivant les deux joins attend les deux fins.

Variantes : Accepter les deux ordres de fin, avec une justification des dépendances. Aucune durée ni ordre unique des instructions intermédiaires n’est demandé.

Somme des poids=1822. PB reçoit 15×526/1822=4,330406… ms, soit 4,33 ms. La valeur 4,34 de la diapositive est corrigée dans le maître. Nice n’est pas un poids. Ce calcul idéal n’impose pas une séquence réelle du noyau.

Variantes : 4,33 ou 4.33 ms; tolérance absolue ±0,005 ms, accepte également la valeur non arrondie. 4,34 est incorrect.

Aucun B ne commence avant les trois arrivées à la barrière après A. Les accès dans A et B peuvent toujours se concurrencer : une barrière n’est pas un mutex. Un participant manquant peut bloquer les autres.

Variantes : Une seule réponse attendue selon les hypothèses énoncées.