操作系统第二章

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引入多道程序技术之后，为了方便操作系统管理，完成各程序并发执行，引入了 进程、进程实体 的概念。

PCB、程序段、数据段 三部分构成了 进程实体 （进程映像）。一般情况下，我们把进程实体就简称为进程，例如，所谓创建进程，实质上是创建进程实体中的 PCB；而撤销进程，实质上是撤销进程实体中的 PCB。

系统为每个运行的程序配置一个数据结构，称为 进程控制块 （PCB），用来描述进程的各种信息（如程序代码存放位置）。注意：PCB是进程的唯一标志。

从不同的角度，进程可以有不同的定义：

进程是程序的一次 执行过程
进程是一个程序及其数据在处理机上顺序执行时所 发生的活动
进程是具有独立功能的程序在数据集合上 运行的过程，它是系统进行资源分配和调度的一个独立的单位

引入进程实体的概念后，可以把进程定义为：

进程是进程实体的 运行过程，是系统进行 资源分配 和调度的一个独立单位。

注：严格来说，进程实体和进程不一样，进程实体是 静态的，进程则是 动态的。

进程（进程实体）由 程序段、数据段、PCB 三部分组成。

PCB：操作系统通过 PCB 来管理进程，因此 PCB 中应该包含操作系统对其进行管理所需的各种信息。

程序段：程度代码存放在此。

数据段：程序运行时使用、产生的运算数据。如全局变量、局部变量、宏定义的常量就存放在数据段内。

在一个系统中，通常由数十数百乃至数千个 PCB，为了能加以有效的管理，应当用适当的方式组织 PCB。

注：进程的组成讨论的是一个 进程内部 由哪些部分构成的问题，而进程的组织讨论的是 多个进程之间 的组织方式问题

动态性是进程最基本的特征
进程是资源分配、接受调度的基本单位
异步性会导致并发程序执行结果的不确定性

注意：单核处理机环境下，每一时刻最多只有一个进程处于运行态。

就绪态：进程已经拥有了除处理机之外所有需要的资源，一旦获得处理机，即可立即进入运行态开始运行。

阻塞态：CPU 是计算机中最昂贵的部件，为了提高 CPU 的利用率，需要先将其他进程需要的资源分配到位，才能得到 CPU 的服务。

注意：不能由阻塞态直接转换为运行态，也不能由就绪态直接转换为阻塞态（因为进入阻塞态是进程主动请求的，必然需要进程在运行时才能发出这种请求）

进程控制的主要功能是对系统中的所有进程实施有效的管理，它具有创建新进程、撤销已有进程、实现进程状态转换等功能。简单来说，进程控制就是要实现进程状态转换。

用原语实现进程控制。原语的特点是执行期间 不允许中断，只能一气呵成。这种不可被中断的操作即 原子操作。

原语采用 “关中断指令” 和 “开中断指令” 实现。

原语运行在 核心态，关 / 开中断指令 权限非常大，只允许在 核心态 下执行的 特权指令。

更新 PCB 中的信息（如修改进程状态的标志、将运行环境保存到 PCB、从 PCB 恢复运行环境等）
a. 所有的进程控制原语一定都会修改进程状态标志

b. 剥夺当前运行进程的 CPU 使用权必然需要保存其运行环境

c. 某进程开始运行前必然要恢复其运行环境
将 PCB 插入合适的队列
分配 / 回收资源

进程通信就是指进程之间的信息交换。

进程是分配系统资源的单位（包括内存地址空间），因此 各进程 拥有的 内存地址空间相互独立。

为了保证安全，一个进程不能直接访问另一个进程的地址空间。但是进程之间的信息交换又是必须实现的。为了保证进程间的安全通信，操作系统提供了一些方法。

两个进程对共享空间的访问必须是互斥的（互斥访问通过操作系统提供的工具实现）。

操作系统只负责提供共享空间和同步互斥工具（如 P、V 操作）

基于数据结构 的共享：比如共享空间里只能放一个长度为 10 的数组，这种共享方式速度慢、限制多，是一种 低级通信 方式。

基于存储区 的共享：在内存中画出一块共享存储区，数据的形式、存放位置都由进程控制，而不是操作系统。相比之下，这种共享方式速度更快，是一种 高级通信 方式。

“管道” 是指用于连接读写进程的一个共享文件，又名 pipe 文件。其实就是在内存中开辟一个大小固定的缓冲区。

管道只能采用 半双工通信，某一时间段内只能实现单向的传输。如果要实现 双向同时通信，则 需要设置两个管道。
各进程要互斥地访问管道。
数据以字符流的形式写入管道，当 管道写满 时，写进程 的 write() 系统调用将被阻塞，等待读进程将数据取走。当读进程将数据全部取走后，管道变空，此时 读进程 的 read() 系统调用将被阻塞。
如果 没写满，就不允许读。如果 没读空，就不允许写。
数据一旦被读出，就从管道中被抛弃，这就意味着 读进程最多只能有一个，否则可能会有读错数据的情况。

进程间的数据交换以 格式化的消息 为单位。进程通过操作系统提供的 “发送消息 / 接收消息” 两个原语进行数据交换。

直接通信方式：消息直接挂到接收进程的消息缓冲队列上。

间接通信方式：消息要先发送到中间实体（信箱）中，因此也称 “信箱通信方式”。

有的进程可能需要 “同时” 做很多事，而传统的进程只能串行地执行一系列程序。为此，引入了 “线程”，来增加并发度。

可以把线程理解为 “轻量级进程”。

线程是一个 基本的 CPU 执行单元，也是 程序执行流的最小单位。引入线程之后，不仅是进程之间可以并发，进程内的 各线程之间 也可以并发，从而进一步 提升了系统的并发度，使得一个进程内也可以并发处理各种任务。

引入线程后，进程只作为 除 CPU 之外的系统资源的分配单元（如打印机、内存地址空间等都是分配给进程的）。

用户级线程由应用程序通过线程库实现。

所有的 线程管理工作 都由 应用程序负责（包括线程切换）

用户级线程中，线程切换 可以在 用户态下即可完成，无需操作系统干预。

在用户看来，是有多个线程。但是在操作系统内核看来，并意识不到线程的存在。（用户级线程对用户不透明，对操作系统透明）

可以这样理解，“用户级线程” 就是 “从用户视角看能看到的线程”。

内核级 线程的管理工作 由 操作系统内核 完成。线程调度、切换等工作都由内核负责，因此 内核级线程的切换 必然需要在 核心态 下才能完成。

可以这样理解，“内核级线程” 就是 “从操作系统内核视角看能看到的线程”。

在同时支持用户级线程和内核级线程的系统中，可采用二者组合的方式，将 n 个用户级线程映射到 m 个内核级线程上（n>=m）

重点：操作系统只 “看得见” 内核级线程，因此只有 内核级线程才是处理机分配的单位。

例：上面的模型中，有两个内核级线程和三个用户级线程，在用户看来，这个进程中有三个线程，但即使该进程在一个 4 核处理机的计算机上运行，也最多只能被分配到两个核，最多只能有两个用户线程并行执行。

在同时支持用户级线程和内核级线程的系统中，由几个用户级线程映射到几个内核级线程的问题引出了 “多线程模型” 问题。

多对一 模型：多个用户及线程映射到一个内核级线程。每个用户进程只对应一个内核级线程。

优点：用户级线程的切换在用户空间即可完成，不需要切换到核心态，线程管理的系统开销小，效率高。

缺点：当一个用户级线程被阻塞后，整个进程都会被阻塞，并发度不高。多个线程不可在多核处理机上并行运行。

一对一 模型：一个用户及线程映射到一个内核级线程。每个用户进程有与用户级线程同数量的内核级线程。

优点：当一个线程被阻塞后，别的线程还可以继续执行，并发能力强。多线程可在多核处理机上并行执行。

缺点：一个用户级进程会占用多个内核级线程，线程切换由操作系统内核完成，需要切换到核心态，因此线程管理的成本高，开销大。

多对多 模型：n 用户级线程映射到 m 个内核级线程（n>=m）。每个用户进程对应 m 个内核级线程。

克服了多对一模型并发度不高的缺点，又克服了一对一模型中用户进程占用太多内核级线程，开销太大的缺点。

当有一堆任务要处理，由于资源有限，这些事情无法同时处理。这就需要确定 某种规则 来决定处理这些任务的顺序，这就是 “调度” 研究的问题。

在多道程序系统中，进程的数量往往多于处理机个数，这样不可能同时并行的处理各个进程。处理机调度，就是从就绪队列中 按照一定的算法选择一个进程 并 将处理机分配给它 运行，以实现进程的并发执行。

由于内存空间有限，有时无法将用户提交的作业全部放入内存，因此就需要确定某种规则来决定将作业调入内存的顺序。

高级调度（作业调度）。按一定的原则从外存上处于后备队列的作业中挑选一个（或多个）作业，给他们分配内存等必要资源，并 建立相应的进程（建立 PCB），以使他们 获得竞争处理机的权利。

高级调度是辅存（外存）与内存之间的调度。每个作业值调入一次，调出一次。作业调入时会建立相应的 PCB，作业调出时才撤销 PCB。高级调度主要是指调入的问题，因为只有调入的时机需要操作系统来确定，但调出的时机必然是作业运行结束才调出。

引入了虚拟存储技术后，可将暂时不能运行的进程调至外存等待。等他重新具备了运行条件且内存又稍有空闲时，再重新调入内存。这么做的目的是为了 提高内存利用率 和 系统吞吐量。

暂时调到外存等待的进程状态为 挂起状态，PCB 并不会一起调到外存，而是 会常驻内存，PCB 中会记录进程数据在外存中的存放位置，进程状态等信息，操作系统通过内存中的 PCB 来保持对各个进程的监控、管理。被挂起的进程 PCB 会被放到 挂起队列 中。

中级调度（内存调度）。就是要决定将哪个处于挂起状态的进程重新调入内存。一个进程可能会被多次调出、调入内存，因此 中级调度 发生的频率要比高级调度更高。

暂时调到外存等待的进程状态为 挂起状态，挂起态又可以进一步分为 就绪挂起、阻塞挂起 两种状态

注意 “挂起” 和 “阻塞” 的区别，两种状态都是暂时不能获得 CPU 的服务，但挂起态是将进程映像调到外存去，而阻塞态下进程映像还在内存中。

有的操作系统会把就绪挂起、阻塞挂起分为两个挂起队列，甚至会根据阻塞原因不同再把阻塞挂起进程进一步细分为多个队列。

低级调度（进程调度）。其主要任务是按照某种方法和策略从就绪队列中选取一个进程，将处理机分配给他。

进程调度是操作系统中 最基本的一种调度，在一般的操作系统中都必须配置进程调度。

进程调度的 频率很高，一般几十毫秒一次。

进程调度（低级调度），就是按照某种算法从就绪队列中选择一个进程为其分配处理机。

当前运行的进程 主动放弃 处理机

进程正常终止
运行过程中发生异常而终止
进程主动请求阻塞（如等待I / O）

当前运行的进程 被动放弃 处理机

分给进程的时间片用完
有更紧急的事需要处理（如 I / O 中断）
有更高优先级的进程进入就绪队列

在 处理中断的过程中。中断处理过程复杂，与硬件密切相关，很难做到在中断处理过程中进行进程切换。
进程在 操作系统内核程序临界区 中。
在 原子操作过程中（原语）。原子操作不可中断，（如修改 PCB 中进程状态标志，并把 PCB 放到相应队列）

进程在 操作系统内核程序临界区 中不能进行调度与切换

临界资源：一个时间段内只允许一个进程使用的资源。各进程需要 互斥的 访问临界资源。

临界区：访问临界资源的那段代码。

内核程序临界区 一般是用来访问 某种内核数据结构的，比如进程的就绪队列（由个就绪进程的 PCB 组成）

非剥夺调度方式，又称 非抢占方式。即，只允许进程主动放弃处理机。在运行过程中即便有更紧急的任务到达，当前进程依然会继续使用处理机，直到该进程终止或主动要求进入阻塞态。

特点：实现简单，系统开销小但是无法及时处理紧急任务，适合早期的批处理系统。

剥夺调度方式，又称 抢占方式。当一个进程正在处理机上执行时，如果有一个更重要或更紧迫的进程需要使用处理机，则立即暂停正在执行的进程，将处理机分配给更重要紧迫的那个进程。

特点：可以优先处理更紧急的进程，也可以实现让各进程按时间片轮流执行的功能（通过时钟中断）。适合于分时操作系统、实时操作系统。

“狭义的进程调度” 与 “进程切换” 的区别：

狭义的进程调度 指的是从就绪队列中 选中一个要运行的过程。（这个进程可以是刚刚被暂停执行的进程，也可能是 另一个进程，后一种情况就需要 进程切换）

进程切换 是指一个进程让出处理机，由另一个进程占用处理机的过程。

广义的进程调度 包含了选择一个进程和进程切换两个步骤。

进程切换的过程主要完成了：

对原来运行进程各种数据的保存
对新的进程各种数据的恢复
（如：程序计数器、程序状态字、各种数据寄存器等处理机现场信息，这些信息一般保存在进程控制块）

注意：进程切换是有代价的，因此如果 过于频繁的 进行进程 调度、切换，必然会是整个 系统的效率降低，使系统大部分时间花在进程切换上。

CPU 利用率：指 CPU “忙碌” 的时间占总时间的比例。

利用率=忙碌的时间 / 总时间

系统吞吐量：单位时间内完成作业的数量

系统吞吐量 = 总共完成了多少道作业 / 总共花了多少时间

周转时间，是指从 作业被提交给系统开始，到 作业完成为止 的这段时间间隔。

它包括四个部分：

作业在外存后备队列上等待 作业调度（高级调度）的时间
进程在就绪队列上等待 进程调度（低级调度）的时间
进程在 CPU 上执行的时间
进程等待 I / O 操作完成的时间

后三项在一个作业的整个处理过程中，可能发生多次

（作业）周转时间 = 作业完成时间 – 作业提交时间

平均周转时间 = 各作业周转时间之和 / 作业数

带权周转时间 = 作业周转时间 / 作业实际运行时间 = 作业完成时间 – 作业提交时间 / 作业实际运行时间

带权周转时间必然 ≥ 1，带权周转时间与周转时间都是越小越好

平均带权周转时间 = 各作业带权周转时间之和 / 作业数

等待时间，指进程 / 作业 处于等待处理机状态时间之和，等待时间越长，用户满意度越低。

对于进程来说，等待时间就是指进程建立后 等待被服务的时间之和，在等待 I / O 完成的期间其实进程也是在被服务的，所以不计入等待时间。

对于作业来说，不仅要考虑 建立进程后的等待时间，还要加上作业在外存后备队列中等待的时间。

一个作业总共需要被 CPU 服务多久，被 I / O 设备服务多久一般是确定不变的，因此调度算法其实只会影响作业 / 进程的等待时间。

响应时间，指从用户 提交请求 到首次产生响应 所用的时间。

学习思路：

算法思想
算法规则
调度算法用于作业调度还是进程调度
抢占式还是非抢占式
优缺点
是否会导致饥饿（某进程 / 作业长期得不到服务）

例题：

抢占式的短作业优先算法又称 最短剩余时间优先算法 （SRTN）

FCFS 算法是在每次调度的时候选择一个等待时间最长的作业（进程）为其服务。但是没有考虑作业运行时间，导致 对短作业不友好 的问题。

SJF 算法是选择一个执行事件最短的作业为其服务，但是又不考虑各个作业的等待时间，因此导致了 对长作业不友好 的问题，甚至会导致饥饿问题。

例题：

如果 时间片太大，使得每个进程都可以在一个时间片内就完成，则时间片转轮调度算法 退化为先来先服务 调度算法，并且会 增大进程响应时间。因此 时间片不能太大。

另一方面，进程调度、切换是有时间代价的（保存、恢复运行环境），因此如果 时间片太小，会导致 进程切换过于频繁，系统会花大量时间来处理进程切换，从而导致实际用于进程执行的时间比例减少。可见 时间片也不能太小。

根据优先级是否可以动态改变，可以将优先级分为 静态优先级 和 动态优先级。

静态优先级：创建进程时确定，之后一直不变。

动态优先级：创建进程时有一个初始值，之后会根据情况动态地调整优先级。

通常：

系统进程优先级高于用户进程
前台进程优先级高于后台进程
操作系统更 偏好 I/O 型进程（或称 I/O 繁忙型进程）
注：与 I/O 型进程相对的是 计算机进程（或称 CPU 繁忙型进程）

例题：

同步亦称 直接制约关系，它是指为完成某种任务而建立的两个或多个进程，这些进程因为需要在某些位置上协调他们的 工作次序 而产生的制约关系。进程间的直接制约关系就是源于他们之间的相互合作。

进程的 “并发” 需要 “共享” 的支持。各个并发执行的进程不可避免的需要共享一些系统资源（比如内存、打印机这样的 I/O 设备）。

进程互斥 指当一个进程访问某临界资源时，另一个想要访问该临界资源的进程必须等待。当访问临界资源的进程访问结束，释放该资源后，另一个进程才能去访问临界资源。

对临界资源的互斥访问，可以在逻辑上分为如下四个部分：

do {
  entry section;  // 进入区
  critical section;   //临界区
  exit section;   // 退出区
  remainder section;    //剩余区
} while(true)

进入区：负责检查是否可进入临界区，若可进入，则应设置 正在访问临界资源的标志（可理解为 “上锁”），以阻止其他进程同时进入临界区。

临界区：访问临界资源的那段代码。

退出区：负责解除 正在访问临界资源的标志 （可理解为 “解锁”）。

剩余区：做其他处理。

注意：

临界区 是进程中 访问临界资源 的代码段

进入区 和 退出区 是 负责实现互斥 的代码段

临界区也可称为 “临界段”

为了实现对临界资源的互斥访问，同时保证系统整体性能，需要遵循以下原则：

空闲让进。临界区空闲时，可以允许一个请求进入临界区的进程立即进入临界区。
忙则等待。当已有进程进入临界区时，其他试图进入临界区的进程必须等待。
有限等待。对请求访问的进程，应保证能在有限的时间内进入临界区（保证不会饥饿）。
让权等待。当进程不能进入临界区时，应立即释放处理机，防止进程忙等待。

算法思想：两个进程在 访问完临界区后 会把使用临界区的权限转交给另一个进程，也就是说 每个进程进入临界区的权限只能被另一个进程赋予。

int turn = 0;   // turn 表示当前允许进入临界区的进程号
// P0 进程：
while (trun != 0);  // 1
critical section;   // 2
trun = 1;   // 3
remainder section;  // 4
// P1 进程：
while (turn != 1);  // 5  进入区
critical section;   // 6  临界区
turn = 0;   // 7  退出区
remainder section;  // 8  剩余区

turn 的初始值为0，即刚开始只允许 0 号进程进入临界区。

若 P1 先上处理机运行，则会一直卡在 5 。直到 P1 的时间片用完，发生调度，切换到 P0 上处理机运行。

代码 1 不会卡住 P0 ，P0 可以正常访问临界区，在 P0 访问临界区期间即使切换回 P1，P1 依然会卡在 5.

只有 P0 在退出区将 turn 改为 1 后，P1 才能进入临界区。

因此，该算法 可以实现 “同一时刻最多只允许一个进程访问临界区”。

对于临界区的访问，一定是按 P0 – P1 – P0 … 这样轮流访问，如果此时允许进入临界区的进程是 P0，而 P0 一直不访问临界区，那么虽然此时临界区空闲，但是并不允许 P1 访问。

因此，单标志法 存在的 主要问题 是：违背 “空闲让进” 原则。

算法思想：设置一个布尔型数组 flag[]，数组中各个元素用来 标记各进程想进入临界区的意愿，比如 flag[0] = ture ，意味着 0 号进程 P0 现在想进入临界区。每个进程在进入临界区之前先检查当前有没有别的进程想进入临界区，如果没有，则把自身对应标志 flag[i] 设为 true，之后开始访问临界区。

bool flag[2];   // 表示进入临界区意愿的数组
flag[0] = false;
flag[1] = false;  // 刚开始设置为两个进程都不想进入临界区
// P0 进程
while (flag[1]);  // 1
flag[0] = true;   // 2
critical section; // 3
flag[0] = false;  //4
remainder section;
// P1 进程
while (flag[0]);  // 5  如果此时 P0 想进入临界区，P1 就一直循环等待
flag[1] = true;   // 6  标志为 P1 进程想要进入临界区
critical section; // 7  访问临界区
flag[1] = false;  // 8  访问完临界区，修改标记为 P1 不想使用临界区
remainder section;

若按照 152637… 的顺序执行，P0 和 P1 将会同时访问临界区。

因此双标志先检查法的 主要问题 是：违反 “忙则等待” 原则。

原因在于，进入区 的 “检查” 和 “上锁” 两个处理不是一气呵成的。“检查” 后，“上锁” 前可能发生进程切换。

算法思想：双标志先检查法的改版。双标志后检查法是先 “上锁” 后 “检查”，避免上述的问题。

bool flag[2];   // 表示进入临界区意愿的数组
flag[0] = false;
flag[1] = false;  // 刚开始设置为两个进程都不想进入临界区
// P0 进程
flag[0] = true;   // 1
while (flag[1]);  // 2
critical section; // 3
flag[0] = false;  // 4
remainder section;
// P1 进程
flag[1] = true;   // 5  标记为 P1 进程想进入临界区
while (flag[0]);  // 6  如果 P0 也想进入临界区，则 P1 循环等待
critical section; // 7  访问临界区
flag[1] = false;  // 8  访问完临界区，修改标记为 P1 不想使用临界区
remainder section;

若按照 1526…的顺序执行，P0 和 P1 将都无法进入临界区。

因此，双标志后检查法 违背了 “空闲让进” 和 “有限等待” 原则，会因各进程都长期无法访问临界资源而 产生 “饥饿” 现象。

算法思想：如果双方都争着想进入临界区，那可以让进程尝试主动让对方先使用临界区。

bool flag[2];   // 表示进入临界区意愿的数组，初始值都是 false
int turn = 0;   // turn 表示优先让哪个进程进入临界区
// P0 进程
flag[0] = true;   // 1
turn = 1;   // 2
while (flag[1] && turn ==1);  // 3
critical section;   // 4
flag[0] = false;    // 5
remainder section;
// P1 进程
flag[1] = true;   // 6  表示自己想进入临界区
turn = 0;   // 7  可以优先让对方进入临界区
while (flag[0] && turn ==0);  // 8  对方想进，且最后一次是自己 “让梨”，则自己就循环等待
critical section;   // 9
flag[1] = false;    //10  访问完临界区，表示自己不想访问临界区
remainder section;

Peterson 算法解决了进程互斥问题，遵循了空闲让进、忙则等待、有限等待三个原则，但是依然 未遵循让权等待 的原则。

利用 “开 / 关中断指令” 实现（与原语实现思想相同，即在某进程开始访问临界区到结束访问为止都不允许被中断，也就不能发生进程切换，因此也不可能发生两个同时访问临界区的情况）

优点：简单、高效。

缺点：不适用于多处理机；只适用于操作系统内核进程，不适用于用户进程（因为开 / 关中断指令只能运行在内核态，用于用户态不安全）

简称 TS 指令，也有地方称为 TestAndSetLock 指令，或 TSL 指令。

TSL 指令 是用硬件实现的，执行的过程不允许被中断。

// 布尔型共享变量 lock 表示当前临界区是否被加锁
// true 表示已加锁，false 表示未加锁
bool TestAndSet(bool *lock) {
  bool old;
  old = *lock;    // old 用来存放 lock 原来的值
  *lock = true;   // 无论之前是否已加锁，都将 lock 设为 true
  return old;     // 返回 lock 原来的值
}
// 以下是使用 TSL 指令实现互斥的算法逻辑
while (TestAndSet (&lock));   // 上锁并检查
// 临界区代码段
lock = false;   // 解锁
// 剩余代码段

若刚开始 lock 是 false，则 TSL 返回的 old 值为 false，while 循环条件不满足，直接跳过循环，进入临界区。若刚开始 lock 是 true，则执行 TSL 后 old 返回的值为 true，while 循环条件满足，会一直循环，直到当前访问临界区的进程在退出区进行 “解锁”。

相比软件实现方法，TSL 指令把 “上锁” 和 “检查” 操作，用硬件方式变为一气呵成的原子操作。

优点：实现简单，无需像软件实现方法那样严格检查是否有逻辑漏洞；适用于多处理机环境。

缺点：不满足 “让权等待” 原则，暂时无法进入临界区的进程会占用 CPU 并循环执行 TSL 指令，从而导致 “忙等”。

有的地方也叫 Exchange 指令，或 XCHG 指令。

Swap 指令 是用硬件实现的，执行的过程不允许被中断，只能一气呵成。

// Swap 指令的作用是交换两个变量的值
Swap (bool *a,bool *b) {
  bool temp;
  temp = *a;
  *a = *b;
  *b = temp;
}
// 以下是用 Swap 指令实现互斥的算法逻辑
// lock 表示当前临界区是否被加锁
bool old = true;
while (old == true)
  Swap (&lock,&old);
// 临界区代码段...
lock = false;
// 剩余区代码段

逻辑上来看 Swap 和 TSL 并无太大区别，都是先记录下此时临界区是否被上锁，再将上锁标记 lock 设置为 true，最后检查 old，如果 old 为 false 则说明之前没有别的进程对临界区上锁，则可跳出循环，进入临界区。

优点：实现简单，无需像软件实现方法那样严格检查是否有逻辑漏洞；适用于多处理机环境。

缺点：不满足 “让权等待” 原则，暂时无法进入临界区的进程会占用 CPU 并循环执行 TSL 指令，从而导致 “忙等”。

用户进程可以通过使用操作系统提供的 一对原语 来对 信号量 进行操作，从而方便的实现了进程互斥、进程同步。

信号量 其实就是一个变量（可以是一个整数，也可以是更复杂的记录型变量），可以用一个信号量来 表示系统中某种资源的数量，比如：系统中只有一台打印机，就可以设置一个初值为 1 的信号量。

原语是一种特殊的程序段，其 执行只能一气呵成，不可被中断。原语是由 关中断 / 开中断指令 实现的。软件解决方案的主要问题是由 “进入区的各种操作无法一气呵成”，因此如果能把进入区、退出区的操作都用 “原语” 实现，使这些操作都能一气呵成，就能避免问题。

一对原语：wait(S) 原语和 signal(S) 原语，可以把原语理解为我们自己写的函数，函数名分别为 wait 和 signal，括号里的 信号量 S 其实就是函数调用时传入的一个参数。

wait、signal 原语常 简称为 P、V 操作。因此，做题的时候常把 wait(S)、signal(S) 两个操作分别写为 P(S)、V(S)。

用一个 整数型的变量 作为信号量，用来 表示系统中某种资源的数量。

（与普通整数变量的区别：对信号量的操作只有三种，即初始化、P操作、V操作）

Eg：某计算机系统中有一台打印机…

void wait (int S) {   // wait 原语，相当于 “进入区”
  while (S <= 0);     // 如果资源数不够，就一直循环等待
  S = S-1;            // 如果资源数够，则占用一个资源
}
void signal (int S) {   // signal 原语，相当于 “退出区”
  S = S+1;              // 使用完资源后，在退出区释放资源
}

进程 P0：
  ...
  wait(S);          // 进入区，申请资源
  使用打印机资源...  // 临界区，访问资源
  signal(S);        // 退出区，释放资源
  ...
​
进程 Pn：
  ...
  wait(S);
  使用打印机资源...
  signal(S);
  ...

“检查” 和 “上锁” 一气呵成，避免了并发、异步导致的问题

存在的问题：不满足 “让权等待“ 原则，会发生 “忙等”

/* 记录型信号量的定义 */
typedef struct {
  int value;          // 剩余资源数
  struct process *L;  // 等待队列
} semaphore;
​
/* 某进程需要使用资源时，通过 wait 原语申请 */
void wait (semaphore S) {
  S.value--;
  if (S.value < 0) {
    /* 如果剩余资源数不够，使用 block 原语使进程从运行态进入阻塞态，并挂到信号量 S 的等待队列中 */
    block (S.L);  
  }
}
​
/* 进程使用完资源后，通过 signal 原语释放 */
void signal (semaphore S) {
  S.value++;
  if (S.value <= 0) {
    /* 释放资源后，若还有别的进程在等待这种资源，则使用 wakeup 原语唤醒等待队列中的一个进程，该进程从阻塞态变为就绪态 */
    wakeup(S.L);
  }
}

Eg：某计算机系统中有 2 台打印机，则可在初始化信号量 S 时，将 S.value 的值设为 2，队列 S.L 设置为 Null。

/* 记录型信号量的定义 */
typedef struct {
  int value;          // 剩余资源数
  struct process *L;  // 等待队列
} semaphore;
​
进程 P0：
  ...
  wait(S);          // 进入区，申请资源
  使用打印机资源...  // 临界区，访问资源
  signal(S);        // 退出区，释放资源
  ...
​
进程 Pn：
  ...
  wait(S);
  使用打印机资源...
  signal(S);
  ...
// S.value=0，资源恰好分配完; S.value=-1，有一个进程正在等待

分析并发进程的关键活动，划定临界区（如：对临界资源打印机的访问就应放在临界区）
设置 互斥信号量 mutex，初值为 1
在临界区之前执行 P(mutex)
在临界区之后执行 V(mutex)

注意：对 不同的临界资源需要设置不同的互斥信号量。

P、V 操作必须成对出现。缺少 P(mutex) 就不能保证临界资源的互斥访问，缺少 V(mutex) 会导致资源永不被释放，等待进程永不被唤醒。

进程同步：要让各并发进程按要求有序的推进。

P1() {
  代码1;
  代码2;
  代码3;
}
P2() {
  代码4;
  代码5;
  代码6;
}

比如，P1、P2 并发执行，由于存在异步性，二者交替推进的次序不确定。

若 P2 的 “代码4” 要基于 P1 的 “代码1” 和 “代码2” 的运行结果才能执行，那么我们就必须保证 “代码4” 一定是在 “代码2” 之后才会执行。

分析什么地方需要实现 “同步关系”，即必须保证 “一前一后” 执行的两个操作
设置 同步信号量 S，初始为0
在 “前操作” 之后执行 V(S)
在 “后操作” 之前执行 P(S)

/* 信号量机制实现同步 */
semaphore S=0;    // 初始化同步信号量，初始值为0
P1(){
  代码1;
  代码2;
  V(S);
  代码3;
}
P2() {
  P(S);
  代码4;
  代码5;
  代码6;
}

若先执行到 V(S) 操作，则 S++ 后 S=1.之后当执行到 P(S) 操作时，由于 S=1，表示有可用资源，会执行 S–，S 的值变回 0，P2 进程不会执行 block 原语，而是继续往下执行代码4。

若先执行到 P(S) 操作，由于 S=0，S– 后 S=-1，表示此时没有可用资源，因此 P 操作中会执行 block 原语，主动请求阻塞。之后当执行完代码2，继而执行 V(S) 操作，S++，使 S 变回 0，由于此时有进程在该信号量对应的阻塞队列中，因此会在 V 操作中执行 wakeup 原语，唤醒 P2 进程，这样 P2 就可以继续执行代码4了。

进程 P1 中有句代码 S1，P2 中有句代码 S2 …P3…P6中有句代码 S6。这些代码要求按如下前驱图所示的顺心执行：

其实每一对前驱关系都是一个进程同步问题，因此：

要为 每一对前驱关系各设置一个同步变量
在 “前操作” 之后对相应的同步变量执行 V 操作
在 “后操作” 之前对相应的同步变量执行 P 操作

系统中有一组生产者进程和一组消费者进程，生产者进程每次生产一个产品放入缓冲区，消费者进程每次从缓冲区中取出一个产品并使用。生产者、消费者共享一个 初始为空、大小为 n 的缓冲区。

只有 缓冲区没满 时，生产者才能把产品放入缓冲区，否则必须等待。只有 缓冲区不为空 时，消费者才能从中取出产品，否则必须等待。

缓冲区是临界资源，各进程必须 互斥的访问。

PV 操作题目分析步骤：

关系分析。找出题目中描述的各个进程，分析他们之间的同步与互斥关系。
整理思路。根据各进程的操作流程确定 P、V 操作的大致顺序。
设置信号量。设置需要的信号量，并根据题目条件确定信号量初值。（互斥信号量初值一般为 1，同步信号量的初值要看对应资源的初始值是多少）

semaphore mutex = 1;    // 互斥信号量，实现对缓冲区的互斥访问
semaphore empty = n;    // 同步信号量，表示空闲缓冲区的数量
semaphore full = 0;     // 同步信号量，表示产品的数量，也即非空缓冲区的数量
​
producer () {
  while (1) {
    生产一个产品;
    P(empty);   // 消耗一个空闲缓冲区
    P(mutex);
    把产品放入缓冲区;
    V(mutex);
    V(full);    // 增加一个产品
  }
}
consumer () {
  while(1) {
    P(full);    // 消耗一个产品
    P(mutex);
    从缓冲区取出一个产品;
    V(mutex);
    V(empty);   // 增加一个空闲缓冲区
    使用产品;
  }
}

实现两进程的同步关系，是在其中一个进程中执行 P，另一个进程中执行 V。

注意： 实现互斥的 P 操作一定哟啊在实现同步的 P 操作之后。

V操作不会导致进程阻塞，因此两个 V 操作可以交换。

桌子上有一个盘子，每次只能向其中放入一个水果。爸爸专向盘子中放苹果，妈妈专向盘子中放橘子，儿子专等着吃盘子中的橘子，女儿专等着吃盘子中的苹果。只有盘子为空时，爸爸或妈妈才可向盘子中放一个水果。仅当盘子中有自己需要的水果时，儿子或女儿可以从盘子中取出水果。

用 PV 操作实现上述进程。

关系分析。找出题目中描述的各个进程，分析他们之间的同步、互斥关系。
互斥关系：对缓冲区的访问要互斥的进行

同步关系（一前一后）：
1. 父亲将苹果放入盘子后，女儿才能取苹果
2. 母亲将橘子放入盘子后，儿子才能取橘子
3. 只有 盘子为空 时，父亲或母亲 才能放入水果
整理思路。根据各进程的操作流程确定 P、V 操作的大致顺序。
互斥：在临界区前后分别 PV

同步：前 V 后 P
设置信号量。设置需要的信号量，并根据题目条件确定信号量初值。
互斥关系：mutex = 1

同步信号量： apple = 0，orange = 0，plate = 1

semaphore mutex = 1;
semaphore apple = 0;
semaphore orange = 0;
semaphore plate = 1;
​
dad () {
  while(1) {
    准备一个苹果;
    P(plate);
    P(mutex);
    把苹果放入盘子;
    V(mutex);
    V(apple);
  }
}
mom () {
  while(1) {
    准备一个橘子;
    P(plate);
    P(mutex);
    把橘子放入盘子;
    V(mutex);
    V(orange);
  }
}
daughter () {
  while(1) {
    P(apple);
    P(mutex);
    从盘中取出苹果;
    V(mutex);
    V(plate);
    吃掉苹果;
  }
}
son () {
  while(1) {
    P(orange);
    P(mutex);
    从盘中取出橘子;
    V(mutex);
    V(plate);
    吃掉苹果;
  }
}

即使不设置专门的互斥变量 mutex，也不会出现多个进程同时访问盘子的现象。

原因在于：本题中的缓冲区大小为1，在任何时刻，apple、orange、plate 三个同步信号量中最多只有一个是1。因此在任何时刻，最多只有一个进程的 P 操作不会被阻塞，并顺利进入临界区。

在生产者-消费者问题中，如果缓冲区大小为1，那么有可能不需要设置互斥信号量就可以实现互斥访问缓冲区的功能。

假设一个系统有 三个抽烟者进程 和 一个供应者进程。每个抽烟者不停的卷烟并抽掉它，但是要卷起并抽掉一支烟，抽烟者需要有三种材料：烟草、纸和胶水。三个抽烟者中，第一个拥有烟草，第二个拥有纸，第三个拥有胶水。供应者进程无限的提供三种材料，供应者每次将两种材料放桌子上，拥有剩下那种材料的抽烟者卷一根烟并抽掉它，并 给供应者进程一个信号告诉他完成了，供应者就会放另外两种材料在桌上，这个过程一直重复（让三个抽烟者轮流的抽烟）

本质上这题属于 “可生产多种产品的单生产者-多消费者“。

关系分析。找出题目中描述的各个进程，分析他们之间的同步、互斥关系。
整理思路。根据各进程的操作流程确定 P、V 操作的大致顺序。
设置信号量。设置需要的信号量，并根据题目条件确定信号量初值。（互斥信号量初值一般为 1，同步信号量的初始值要看对应资源的初始值是多少）

桌子可以抽象为容量为 1 的缓冲区，要互斥访问

同步关系（从事件的角度来分析）：

桌上有纸+胶水 => 第一个抽烟者取走东西

桌上有烟草+胶水 => 第二个抽烟者取走东西

桌上有烟草+纸 => 第三个抽烟者取走东西

发出完成信号 => 供应者将下一个组合放到桌上

PV 操作顺序：“前 V 后 P”

在读者和写者两组并发进程，共享一个文件，当两个或两个以上的读进程同时访问共享数据时不会产生副作用，但若某个写进程和其他进程（读进程或写进程）同时访问共享数据时，则可能导致数据不一致的错误。

因此要求：

允许多个读者可以同时对文件执行读操作
只允许一个写者往文件中写信息
任一写者在完成写操作之前不允许其他读者或写者工作
写者执行写操作前，应让已有的读者和写者全部退出

关系分析。找出题目中描述的各个进程，分析他们之间的同步、互斥关系。
整理思路。根据各进程的操作流程确定 P、V 操作的大致顺序。
设置信号量。设置需要的信号量，并根据题目条件确定信号量初值。（互斥信号量初值一般为 1，同步信号量的初始值要看对应资源的初始值是多少）

两类进程：写进程、读进程

互斥关系：写进程-写进程、写进程-读进程。读进程与读进程不存在互斥问题。

写者进程和任何进程都互斥，设置一个互斥信号量 rw，在写者访问共享文件前后分别执行 P、V 操作。读者进程和写者进程也要互斥，因此读者访问共享文件前后也要对 rw 执行 P、V 操作。

如果所有读者进程在访问共享文件之前都执行 P(rw) 操作，那么会导致各个读进程之间也无法同时访问文件。Key:读者写者问题的核心思想–怎么处理该问题

P(rw) 和 V(rw) 其实就是对共享文件的 “加锁” 和 “解锁”。既然各个读进程需要同时访问，而读进程与写进程又必须互斥访问，那么我们可以让第一个访问文件的读进程 “加锁”，让最后一个访问完文件的读进程 “解锁”。可以设置一个整数变量 count 来记录当前有几个读进程在访问文件。

思考：若两个读进程并发执行，则两个读进程可能先后执行 P(rw) ，从而使第二个读进程阻塞的情况。

如何解决：出现上述问题的 原因在于对 count 变量的检查和赋值无法一气呵成，因此可以设置另一个互斥信号量来保证各读进程对 count 的访问是互斥的。

潜在的问题：只要有读进程还在读，写进程就要一直阻塞等待，可能 “饿死”。因此，这种算法中，读进程是优先的。

分析以下并发执行 P(w) 的情况：

读者1 => 读者2；写者1 => 写者2；写者1 => 读者1；读者1 => 写者1 => 读者2；写者1 => 读者1 => 写者2

结论：在这种算法中，连续进入的多个读者可以同时读文件；写者和其他进程不能同时访问文件；写者不会饥饿，单页并不是真正的 “写优先”，而是相对公平的先来先服务原则。

读者-写者问题为我们解决复杂的互斥问题提供了一个思路。

其 核心思想 在于设置了一个 计数器 count 用来记录当前正在访问共享文件的读进程数。我们可以用 count 值来判断当前进入的进程是否是第一个 / 最后一个读进程，从而做出不同的处理。

另外，对 count 变量的检查和赋值不能一气呵成导致了一些错误，如果 需要实现 “一气呵成”，自然应该想到利用互斥信号量。

一张圆桌上坐着五名哲学家，每两个哲学家之间的桌上摆一根筷子，桌子的中间是一碗米饭。哲学家们倾注毕生精力用于思考和进餐，哲学家在思考时，并不影响他人。只有哲学家饥饿时，才试图拿起左、有两根筷子（一根一根拿）。如果筷子已在他人手上，则需等待。饥饿的哲学家只有同时拿起两根筷子才可以开始进餐，进餐完毕后，放下筷子继续思考。

关系分析。系统中有 5 个哲学家进程，5 位哲学家与左右邻居对中间筷子的访问是互斥关系。
整理思路。这个问题只有互斥关系，但与之前的问题不同的是，每个哲学家进程需要同时持有两个临界资源才能开始吃饭。如何避免临界资源分配不当造成的 死锁现象，是哲学家问题的精髓。
信号量设置。定义互斥信号量组 chopstick[5] = {1, 1, 1, 1, 1} 用于实现对 5 个筷子的互斥访问。并对哲学家按 0~4 编号，哲学家 i 左边的筷子编号为 i，右边的筷子编号为 (i+1) % 5.

若 5 个哲学家并发的拿起了自己左手边的筷子，则每位哲学家循环等待右边的人放下筷子（阻塞）。发生 “死锁”。

如何防止死锁的发生？

可以对哲学家进程施加限制条件，比如最多允许四个哲学家同时进餐。这样可以保证至少有一个哲学家是可以拿到左右两只筷子的。
要求奇数号哲学家先拿左边的筷子，然后再拿右边的筷子，而偶数号哲学家刚好相反。用这种方法可以保证如果相邻的两个哲学家都想吃饭，那么只会有其中一个可以拿起第一只筷子，另一个会直接阻塞。这就避免了占有一支后再等待另一只的情况。

更准确的说法是：各哲学家拿筷子这件事必须互斥的进行。这就这就保证了即使一个哲学家在拿筷子拿到一半时被阻塞，也不会有别的哲学家继续尝试拿筷子。这样当前正在吃饭的哲学家放下筷子后，被阻塞的哲学家就可以获得等待的筷子了。

信号量机制存在的问题：编写程序困难、易出错，设计管程让程序员写程序不需要再关注复杂的 PV 操作。

管程是一种特殊的软件模块，有这些部分组成：

局部于管程的 共享数据结构 说明
对该数据结构进行操作的 一组过程
对局部于管程的共享数据设置初始值的语句
管程有一个名字

Tips：“过程” 其实就是 “函数”

管程的基本特征：

局部于管程的数据只能被局部于管程的过程所访问
一个进程只有通过调用管程内的过程才能进入管程访问共享数据
每次仅允许一个进程在管程内执行某个内部过程

每次仅允许一个进程在管程内执行某个内部过程。

例1：两个生产者进程并发执行，依次调用了 insert 过程…

例2：两个消费者进程先执行，生产者进程后执行…

引入管程的目的无非就是要更方便的实现进程互斥和同步。

需要在管程中定义共享数据（如生产者消费者问题的缓冲区）
需要在管程中定义用于访问这些共享数据的 “入口” — 其实就是一些函数（如生产者消费者问题中，可以定义一个函数用于将产品放入缓冲区，再定义一个函数用于从缓冲区取出产品）
只有 通过这些特定的 “入口” 才能访问共享数据
管程中有很多 “入口”，但是 每次只能开放其中一个 “入口”，并且 只能让一个进程或线程进入（如生产者问题中，各进程需要互斥的访问共享缓冲区。管程的这种特性即可保证一个时间段内最多只会有一个进程在访问缓冲区。注意这种互斥特性是由编译器实现的）
可在管程中设置 条件变量 及 等待 / 唤醒操作 以解决同步问题。可以让一个进程或线程在条件变量上等待 （此时，该进程应先释放管程的使用权，也就是让出 “入口”）；可以通过唤醒操作将等待在条件变量上的进程或线程唤醒。

每个人都占有一个资源，同时又在等待另一人手里的资源。发生 “死锁”

在并发环境下，各进程因竞争资源而造成的一种 互相等待对方手里的资源，导致各进程都阻塞，都无法向前推进 的现象，就是 “死锁”。

死锁：各进程互相等待对方手里的资源，导致各进程都阻塞，无法向前推进的现象。

饥饿：由于长期得不到想要的资源，某进程无法向前推进的现象。

死循环：某进程执行过程中一直跳不出某个循环的现象。有时是因为 bug 导致，有时是程序员故意设计。

产生死锁必须同时满足以下四个条件，只要其中任一条件不成立，死锁就不会发生。

互斥条件：只有对必须互斥使用的资源的争抢才会导致死锁（如哲学家的筷子）。像内存、扬声器这样可以同时让多个进程使用的资源是不会导致死锁的。

不剥夺条件：进程所获得的资源在未使用之前，不能由其他进程强行夺走，只能主动释放。

请求和保持条件：进程 已经保持了至少一个资源，但又提出了新的资源请求，而该资源又被其他进程占有，此时请求进程被阻塞，但又对自己已有的资源保持不放。

循环等待条件：存在一种进程 资源的循环等待链，链中的每一个进程已获得的资源同时被下一个进程所请求。

注意！发生死锁时一定有循环等待，但是发生循环等待时未必死锁（循环等待是死锁的必要不充分条件）

如果同类资源数大于 1，则即使有循环等待，也未必发生死锁。但如果系统中每类资源都只有一个，那循环等待就是死锁的充分必要条件了。

对系统资源的竞争。各进程对不可剥夺的资源（如打印机）的竞争可能引起死锁，对可剥夺资源（CPU）的竞争是不会引起死锁的。
进程推进顺序非法。请求和释放资源的顺序不当，也同样会导致死锁。例如，并发执行的进程 P1、P2 分别申请并占有了资源 R1、R2，之后进程 P1 又紧接着申请资源 R2，而进程 P2 又申请资源 R1，两者会因为申请的资源被对方占有而阻塞，从而发生死锁。
信号量的使用不当也会造成死锁。如生产者-消费者问题中，如果实现互斥的 P 操作在实现同步的 P 操作之前，就有可能导致死锁。（可以把互斥信号量、同步信号量也看做是一种抽象的系统资源）

总之，对不可剥夺资源的不合理分配，可能导致死锁。

预防死锁。破坏死锁产生的四个必要条件。
避免死锁。用某种方法防止系统进入不安全状态，从而避免死锁（银行家算法）
死锁的检测和解除。允许死锁的发生，不过操作系统会负责检测出死锁的发生，然后采取某种措施解除死锁。

互斥条件：只有对必须互斥使用的资源的争抢才会导致死锁。

如果把只能互斥使用的资源改造为允许共享使用，则不会进入死锁状态。比如：SPOOLing 技术。

不剥夺条件：进程所获得的资源在未使用完之前，不能由其他进程强行夺走，只能主动释放。

破坏不剥夺条件：

方案一：当某个进程请求新的资源得不到满足时，它必须立即释放保持的所有资源，待以后需要时再重新申请。也就是即使某些资源尚未使用完，也需要主动释放，从而破坏了不可剥夺条件。

方案二：当某个进程需要的资源被其他进程所占有的时候，可以由操作系统协助，将想要的资源强行剥夺。这种方式一般需要考虑各进程的优先级（比如：剥夺调度方式，就是将处理机资源强行剥夺给优先级更高的进程使用）

该策略的缺点：

实现较复杂
释放已获得的资源可能造成前一阶段工作的失效。因此这种方法一般只适用于易保存和恢复状态的资源，如 CPU。
反复的申请和释放资源会增加系统开销，降低系统吞吐量。
若采用方案一，意味着只要暂时得不到某个资源，之前获得的资源都需要放弃，以后再重新申请。如果一直这样，就会导致进程饥饿。

可以采用 静态分配方法，即进程在运行前一次申请完它所需要的全部资源，在它的资源未满足前，不让他投入运行。一旦投入运行后，这些资源就一直归他所有，该进程就不会再请求别的任何资源了。

该策略实现起来简单，但也有明显的缺点：

有些资源可能只需要用很短的时间，因此如果进程的整个运行期间都一直保持着所有资源，就会造成严重的资源浪费，资源利用率极低。另外，该策略也有 可能导致某些进程饥饿。

循环等待条件：存在一种进程 资源的循环等待链，链中的每一个进程已获得的资源同时被下一个进程所请求。

可采用 顺序资源分配法。首先给系统中的资源编号，规定每个进程 必须按编号递增的顺序请求资源，同类资源（即编号相同的资源）一次申请完。

原理分析：一个进程只有已占有小编号的资源时，才有资格申请更大编号的资源。按此规则，已持有大编号资源的进程不可能逆向的回来申请小编号的资源，从而不会产生循环等待的现象。

假设系统中共有 10 个资源，编号为 1,2，…10

该策略的缺点：

不方便增加新的设备，因为可能需要重新分配所有的编号；
进程实际使用资源的顺序可能和编号递增顺序不一致，会导致资源浪费；
必须按规定次序申请资源，用户编程麻烦；

所谓 安全序列，就是指如果系统按照这种序列分配资源，则每个进程都能顺利完成。只要能找出一个安全序列，系统就是 安全状态。当然，安全序列可能有多个。

如果分配了资源之后，系统中找不出任何一个安全序列，系统就进入了 不安全状态。这就意味着之后可能所有进程都无法顺利的执行下去。当然，如果有进程提前归还了一些资源，那 系统也有可能重新回到安全状态，不过我们在分配资源之前总是要考虑到最坏的情况。

如果系统处于 安全状态，就 一定不会 发生死锁。如果系统进入 不安全状态，就可能发生死锁（处于不安全状态未必就是发生了死锁，但发生死锁时一定是在不安全状态）

因此可以 在资源分配之前预先判断这次分配是否会导致系统进入不安全状态，以此决定是否答应资源分配请求。这也是 银行家算法 的核心思想。

该算法被用于 避免死锁。

核心思想：在进程提出资源申请时，先预判此次分配是否会导致系统进入不安全状态。如果会进入不安全状态，就暂时不答应这次请求，让该进程先阻塞等待。

例：系统中有 5 个进程 P0~P4，3种资源 R0~R2，初始数量为（10，5，7），则某一时刻情况可表示如下：

剩余可用资源（3，3，2），说明如果优先把资源分配给 P1，那 P1 一定是可以顺利执行结束的。等 P1 结束了就会归还资源，于是资源数可以增加到 (3,3,2) + (2,0,0) = (5,3,2)

此时系统是否处于安全状态？

思路：尝试找出一个安全序列 … {P1, P3, P0, P2, P4}

依次检查剩余可用资源 (3,3,2) 是否能满足各进程的需求

可满足 P1 需求，将 P1 加入安全序列，并更新剩余可用资源值为 (5, 3, 2)，依次检查剩余可用资源是否能满足剩余进程 （不包括已加入安全序列的进程） 的需求…

可满足 P3 需求，将 P1 加入安全序列，并更新剩余可用资源值为 (7, 4, 3)，依次检查剩余可用资源是否能满足剩余进程 （不包括已加入安全序列的进程） 的需求…

以此类推，共五次循环检查即可将 5 个进程都加入安全序列中，最终可得一个安全序列。该算法称为 安全性算法。可以很方便的用代码实现。

实际做题可用更快速的方法找到一个安全序列：

经对比发现，(3, 3, 2) 可满足 P1、P3，说明无论如何，这两个进程的资源需求一定是可以一次被满足的，因此 P1、 P3 一定可以顺利的执行完，并归还资源。可把 P1、P3 先加入安全序列。

(2, 0, 0) + (2, 1, 1) + (3, 3, 2) = (7, 4, 3)

剩下的 P0、 P2、 P4 都可被满足。同理这些进程都可以加入安全序列。

于是，5 个进程全部加入安全序列，说明此时系统 处于安全状态，暂 不可能发生死锁。

再看一个找不到安全序列的例子：

经对比发现，(3, 3, 2) 可满足 P1、P3，说明无论如何，这两个进程的资源需求一定是可以依次被满足的，因此 P1、P3 一定可以顺利执行完，并归还资源。可把 P1、P3 先加入安全序列。

(2, 0, 0) + (2, 1, 1) + (3, 3, 2) = (7, 4, 3)

剩下的 P0 需要 (8, 4, 3)，P2 需要 (6, 5, 0)，P4 需要 (4, 3, 4)，任何一个进程都不能被完全满足

于是，无法找到任何一个安全序列，说明此时系统处于 不安全状态，有可能发生死锁。

假设系统中有 n 个进程，m种资源：

数据结构：

长度为 m 的一维数组 Available 表示还有多少可用资源

n * m 矩阵 Max 表示各进程对资源的最大需求数

n * m 矩阵 Allocation 表示已经给各进程分配了多少资源

Max – Allocation = Need 矩阵表示各进程最多还需要多少资源

用长度为 m 的一维数组 Request 表示进程此次申请的各种资源数

银行家算法步骤：

检查此次申请是否超过了之前声明的最大需求数
检查此时系统剩余的可用资源是否还能满足这次请求
试探着分配，更改各数据结构
用安全性算法检查此次分配是否会导致系统进入不安全状态

安全性算法步骤：

检查当前的剩余可用资源是否能满足某个进程的最大需求，如果可以，就把该进程加入安全序列，并把该进程加入安全序列，并把该进程持有的资源全部回收。

不断重复上述进程，看最终是否能让所有进程都加入安全序列。

系统处于不安全状态未必死锁，但死锁时一定处于不安全状态。系统处于安全状态一定不会死锁。

如果系统中即不采取预防死锁的措施，也不采取避免死锁的措施，系统就 很可能发生死锁。在这种情况下，系统应当提供两个算法：

死锁检测算法：用于检测系统状态，以确定系统中是否发生了死锁。
死锁解除算法：当认定系统中已经发生了死锁，利用该算法可将系统从死锁状态中解脱出来。

为了能对系统是否已经发生了死锁进行检测，必须：

用 某种数据结构 来保存资源的请求和分配信息
提供 一种算法，利用上述信息来检测系统是否已进入死锁状态

如果系统中剩余的可用资源数足够满足进程的需求，那么这个进程暂时是不会阻塞的，可以顺利的执行下去。如果这个进程执行结束了把资源归还系统，就可能使某些正在等待资源的进程被激活，并顺利地执行下去。相应的，这些被激活的进程执行完了之后又会归还一些资源，这样可能又会激活另外一些阻塞的进程…

如果按上述过程分析，最终 能消除所有边，就称这个图是 可完全简化的。此时一定 没有发生死锁（相当于能找到一个安全序列）

如果最终 不能消除所有边，那么此时就是 发生了死锁。

最终还连着边的那些进程就是处于死锁状态的进程。

检测死锁的算法:

在资源分配图中，找出既不阻塞又不是孤点的进程 Pi（即找出一条有向边与它相连，且该有向边对应资源的申请数量小于等于系统中已有空闲资源数量。如下图中，R1 没有空闲资源，R2 有一个空闲资源。若所有的连接该进程的边均满足上述条件，则这个进程能继续运行直至完成，然后释放它所占有的所有资源）。消去它所有的请求边和分配边，使之称为孤立的结点。在下图中，P1 是满足这一条件的进程结点，于是将 P1 的所有边消去。
进程 Pi 所释放的资源，可以唤醒某些因等待这些资源而阻塞的进程，原来的阻塞进程可能变为非阻塞进程。在下图，P2 就满足这样的条件。根据 1) 中的方法进行一系列简化后，若能消去途中所有的边，则称该图示 可完全简化的。

死锁定理：如果某时刻系统的资源分配图是 不可完全简化 的，那么此时系统死锁。

一旦检测出死锁的发生，就应该立即解除死锁。

补充：并不是系统中所有的进程都是死锁状态，用死锁检测算法 化简资源分配图后，还连着边的就是死锁进程。

解除死锁的主要方法有：

资源剥夺法：挂起（暂时放到外存上）某些死锁进程，并抢占它的资源，将这些资源分配给其他的死锁进程。但是应防止被挂起的进程长时间得不到资源而饥饿。
撤掉进程法：（或称 终止进程法）。强制撤销部分、甚至全部死锁进程，并剥夺这些进程的资源。这种方式的优点是实现简单，但所付出的代价可能会很大。因为有些进可能已经运行了很长时间，已经接近结束了，一旦被终止即功亏一篑。
进程回退法：让一个或多个死锁进程回退到足以避免死锁的地步。这就要求系统要记录进程的历史信息，设置还原点。

如何决定 “对谁动手”

进程优先级
已执行多长时间
还要多久能完成
进程已经使用了多少资源
进程是交互式的还是批处理式的

操作系统 第二章

进程的定义、组成、组织方式、特征

一、进程的定义

二、进程的组成

三、进程的组织

1.进程的组织–链接方式

2.进程的组织–索引方式

四、进程的特征

总结

进程的状态和转换*

一、进程的状态–三种基本状态

二、进程的状态–另外两种状态

三、进程状态的转换

总结

进程控制

一、基本概念

1.什么是进程控制

2.如何实现进程控制

二、进程控制相关的原语

总结

进程通信

一、什么是进程通信

二、进程通信–共享存储

三、进程通信–管道通信

四、进程通信–消息传递

总结

线程概念和多线程模型

一、什么是线程，为什么要引入线程

二、引入线程机制后，有什么变化

三、线程的属性

四、线程的实现方式

1.用户级线程

2.内核级线程

3.二者组合使用

五、多线程模型

总结

处理机调度的概念和层次

一、调度的基本概念

二、调度的三个层次

1.高级调度

2.中级调度

补充：进程的挂起态与七状态模型

3.低级调度

三、三层调度的联系、对比

总结

进程调度的时机、切换与过程、方式

一、进程调度的时机

1.需要进行进程调度与切换的情况

2.不能进行进程调度与切换的情况

二、进程调度的方式

1.非剥夺调度方式

2.剥夺调度方式

三、进程的切换与过程

总结

调度算法的评价指标*

一、CPU 利用率

二、系统吞吐量

三、周转时间

四、等待时间

五、响应时间

总结

FCFS、SJF、HRRN 调度算法*

一、先来先服务 FCFS

二、短作业优先 SJF

1.非抢占式

2.抢占式

三、FCFS 与 SJF 两种算法的思考

四、高响应比优先 HRRN

总结

调度算法：时间片轮转、优先级、多级反馈队列

一、时间片轮转 RR

二、优先级调度算法

1.非抢占式

2.抢占式

3.如何合理设置进程优先级

三、多级反馈队列调度算法

总结

进程同步、进程互斥

一、什么是进程同步

二、什么是进程互斥