2.17 死锁的概念以及产生死锁的原因
死锁的定义
在多道程序系统中，由于多个进程的并发执行，改善了系统资源的利用率并提高了系统 的处理能力。然而，多个进程的并发执行也带来了新的问题——死锁。所谓死锁是指多个进程因竞争资源而造成的一种僵局（互相等待），若无外力作用，这些进程都将无法向前推进。下面我们通过一些实例来说明死锁现象。
先看生活中的一个实例，在一条河上有一座桥，桥面很窄，只能容纳一辆汽车通行。如果有两辆汽车分别从桥的左右两端驶上该桥，则会出现下述的冲突情况。此时，左边的汽车占有了桥面左边的一段，要想过桥还需等待右边的汽车让出桥面右边的一段；右边的汽车占有了桥面右边的一段，要想过桥还需等待左边的汽车让出桥面左边的一段。此时，若左右两边的汽车都只能向前行驶，则两辆汽车都无法过桥。
在计算机系统中也存在类似的情况。例如，某计算机系统中只有一台打印机和一台输入设备，进程P1正占用输入设备，同时又提出使用打印机的请求，但此时打印机正被进程P2 所占用，而P2在未释放打印机之前，又提出请求使用正被P1占用着的输入设备。这样两个进程相互无休止地等待下去，均无法继续执行，此时两个进程陷入死锁状态。
死锁产生的原因
1) 系统资源的竞争
通常系统中拥有的不可剥夺资源，其数量不足以满足多个进程运行的需要，使得进程在运行过程中，会因争夺资源而陷入僵局，如磁带机、打印机等。只有对不可剥夺资源的竞争才可能产生死锁，对可剥夺资源的竞争是不会引起死锁的。2) 进程推进顺序非法
进程在运行过程中，请求和释放资源的顺序不当，也同样会导致死锁。例如，并发进程 P1、P2分别保持了资源R1、R2，而进程P1申请资源R2，进程P2申请资源R1时，两者都会因为所需资源被占用而阻塞。信号量使用不当也会造成死锁。进程间彼此相互等待对方发来的消息，结果也会使得这些进程间无法继续向前推进。例如，进程A等待进程B发的消息，进程B又在等待进程A 发的消息，可以看出进程A和B不是因为竞争同一资源，而是在等待对方的资源导致死锁。
3) 死锁产生的必要条件
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：进程要求对所分配的资源（如打印机）进行排他性控制，即在一段时间内某资源仅为一个进程所占有。此时若有其他进程请求该资源，则请求进程只能等待。
- 不剥夺条件：进程所获得的资源在未使用完毕之前，不能被其他进程强行夺走，即只能由获得该资源的进程自己来释放（只能是主动释放)。
- 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，而该资源已被其他进程占有，此时请求进程被阻塞，但对自己已获得的资源保持不放。
- 循环等待条件：存在一种进程资源的循环等待链，链中每一个进程已获得的资源同时被链中下一个进程所请求。即存在一个处于等待状态的进程集合{Pl, P2, ..., pn}，其中Pi等待的资源被P(i+1)占有（i=0, 1, ..., n-1)，Pn等待的资源被P0占有，如图2-15所示。
2.18 死锁的处理策略
为使系统不发生死锁，必须设法破坏产生死锁的四个必要条件之一，或者允许死锁产生， 但当死锁发生时能检测出死锁，并有能力实现恢复。预防死锁
设置某些限制条件，破坏产生死锁的四个必要条件中的一个或几个，以防止发生死锁。避免死锁
在资源的动态分配过程中，用某种方法防止系统进入不安全状态，从而避免死锁。死锁的检测及解除
无需釆取任何限制性措施，允许进程在运行过程中发生死锁。通过系统的检测机构及时地检测出死锁的发生，然后釆取某种措施解除死锁。预防死锁和避免死锁都属于事先预防策略，但预防死锁的限制条件比较严格，实现起来较为简单，但往往导致系统的效率低，资源利用率低；避免死锁的限制条件相对宽松，资源分配后需要通过算法来判断是否进入不安全状态，实现起来较为复杂。
死锁的几种处理策略的比较见表2-14。
| -- | 资源分配策略 | 各种可能模式 | 主要优点 | 主要缺点 |
|---|---|---|---|---|
| 死锁预防 | 保守，宁可资源闲置 | 一次请求所有资源，资 源剥夺，资源按序分配 | 适用于做突发式处理的进程，不必进行剥夺 | 效率低，进程初始化时间延长；剥夺次数过多；不便灵活申请新资源 |
| 死锁避免 | 是”预防“和”检测“ 的折中（在运行时判断是否可能死锁） | 寻找可能的安全允许顺序 | 不必进行剥夺 | 必须知道将来的资源需求；进程不能被长时间阻塞 |
| 死锁检测 | 宽松，只要允许就分配资源 | 定期检查死锁是否已经发生 | 不延长进程初始化时间，允许对死锁进行现场处理 | 通过剥夺解除死锁，造成损失 |
2.19 死锁预防和死锁避免
死锁预防
防止死锁的发生只需破坏死锁产生的四个必要条件之一即可。1) 破坏互斥条件
如果允许系统资源都能共享使用，则系统不会进入死锁状态。但有些资源根本不能同时访问，如打印机等临界资源只能互斥使用。所以，破坏互斥条件而预防死锁的方法不太可行，而且在有的场合应该保护这种互斥性。2) 破坏不剥夺条件
当一个已保持了某些不可剥夺资源的进程，请求新的资源而得不到满足时，它必须释放已经保持的所有资源，待以后需要时再重新申请。这意味着，一个进程已占有的资源会被暂时释放，或者说是被剥夺了，或从而破坏了不可剥夺条件。该策略实现起来比较复杂，释放已获得的资源可能造成前一阶段工作的失效，反复地申请和释放资源会增加系统开销，降低系统吞吐量。这种方法常用于状态易于保存和恢复的资源，如CPU的寄存器及内存资源，一般不能用于打印机之类的资源。
3) 破坏请求和保持条件
釆用预先静态分配方法，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，不把它投入运行。一旦投入运行后，这些资源就一直归它所有，也不再提出其他资源请求，这样就可以保证系统不会发生死锁。这种方式实现简单，但缺点也显而易见，系统资源被严重浪费，其中有些资源可能仅在运行初期或运行快结束时才使用，甚至根本不使用。而且还会导致“饥饿”现象，当由于个别资源长期被其他进程占用时，将致使等待该资源的进程迟迟不能开始运行。
4) 破坏循环等待条件
为了破坏循环等待条件，可釆用顺序资源分配法。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，同类资源一次申请完。也就是说，只要进程提出申请分配资源Ri，则该进程在以后的资源申请中，只能申请编号大于Ri的资源。这种方法存在的问题是，编号必须相对稳定，这就限制了新类型设备的增加；尽管在为资源编号时已考虑到大多数作业实际使用这些资源的顺序，但也经常会发生作业使甩资源的顺序与系统规定顺序不同的情况，造成资源的浪费；此外，这种按规定次序申请资源的方法，也必然会给用户的编程带来麻烦。
死锁避免
避免死锁同样是属于事先预防的策略，但并不是事先釆取某种限制措施破坏死锁的必要条件，而是在资源动态分配过程中，防止系统进入不安全状态，以避免发生死锁。这种方法所施加的限制条件较弱，可以获得较好的系统性能。1. 系统安全状态
避免死锁的方法中，允许进程动态地申请资源，但系统在进行资源分配之前，应先计算此次资源分配的安全性。若此次分配不会导致系统进入不安全状态，则将资源分配给进程； 否则，让进程等待。所谓安全状态，是指系统能按某种进程推进顺序( P1, P2, ..., Pn)，为每个进程Pi分配其所需资源，直至满足每个进程对资源的最大需求，使每个进程都可顺序地完成。此时称 P1, P2, ..., Pn 为安全序列。如果系统无法找到一个安全序列，则称系统处于不安全状态。
假设系统中有三个进程P1、P2和P3,共有12 台磁带机。进程P1总共需要10台磁带机，P2和P3 分别需要4台和9台。假设在T0时刻，进程P1、P2 和P3已分别获得5合、2台和2台，尚有3台未分配，见表2-15。
| 进程 | 最大需求 | 已分配 | 可用 |
|---|---|---|---|
| P1 | 10 | 5 | 3 |
| P2 | 4 | 2 | |
| P3 | 9 | 2 |
则在T0时刻是安全的，因为存在一个安全序列P2、Pl、P3，即只要系统按此进程序列分配资源，则每个进程都能顺利完成。若在T0时刻后，系统分配1台磁带机给P3，则此时系统便进入不安全状态，因为此时已无法再找到一个安全序列。
并非所有的不安全状态都是死锁状态，但当系统进入不安全状态后，便可能进入死锁状态；反之，只要系统处于安全状态，系统便可以避免进入死锁状态。
2. 银行家算法
银行家算法是最著名的死锁避免算法。它提出的思想是：把操作系统看做是银行家，操作系统管理的资源相当于银行家管理的资金，进程向操作系统请求分配资源相当于用户向银行家贷款。操作系统按照银行家制定的规则为进程分配资源，当进程首次申请资源时，要测试该进程对资源的最大需求量，如果系统现存的资源可以满足它的最大需求量则按当前的申请量分配资源，否则就推迟分配。当进程在执行中继续申请资源时，先测试该进程已占用的资源数与本次申请的资源数之和是否超过了该进程对资源的最大需求量。若超过则拒绝分配资源，若没有超过则再测试系统现存的资源能否满足该进程尚需的最大资源量，若能满足则按当前的申请量分配资源，否则也要推迟分配。1) 数据结构描述
可利用资源矢量Available：含有m个元素的歎组，其中的每一个元素代表一类可用的资源数目。Available[j]=K，则表示系统中现有Rj类资源K个。
最大需求矩阵Max：为n*m矩阵，定义了系统中n个进程中的每一个进程对m类资源的最大需求。Max[i, j]=K，则表示进程i需要Rj类资源的最大数目为K。
分配矩阵Allocation：为n*m矩阵，定义了系统中每一类资源当前已分配给每一进程的资源数。All0Cati0n[i, j]= K，则表示进程i当前已分得Rj类资源的数目为K。
需求矩阵Need：为n*m矩阵，表示每个进程尚需的各类资源数。Need[i, j]=K，则表示进程i还需要Rj类资源的数目为K。
上述三个矩阵间存在下述关系：
Need[i, j] = Max[i, j] - Allocation[i, j]
2) 银行家算法描述
设Requesti是进程Pi的请求矢量，如果Requesti[j]K，表示进程Pi需要Rj类资源K个。当Pi发出资源请求后，系统按下述步骤进行检查：
①如果Requesti[j] <= Need[i, j]，便转向步骤②；否则认为出错，因为它所需要的资源数已超过它所宣布的最大值。
②如果Requesti[j] <= Available[j]，便转向步骤③;否则，表示尚无足够资源，Pi须等待。
③系统试探着把资源分配给进程Pi，并修改下面数据结构中的数值：
Available[j] = Available[j] - Requesti[j];
Allocation[i, j] = Allocation[i, j] + Requesti[ j];
Need[i, j] = Need[i, j] - Requesti[j];3) 安全性算法
①设置两个矢量。工作矢量Work；它表示系统可提供给进程继续运行所需的各类资源数目，它含有所个元素，在执行安全算法开始时，Work=Available; Finish：它表示系统是否有足够的资源分配给进程，使之运行完成。开始时 Finish[i]=false；当有足够资源分配给进程 Pi 时，再令 Finish[i]=true。
②从进程集合中找到一个能满足下述条件的进程：Finish[i]=false; Need[i, j]<=Work[j]; 若找到，执行下一步骤，否则，执行步骤4。
③当进程Pi获得资源后，可顺利执行，直至完成，并释放出分配给它的资源，故应执行：
Work[j]=Work[j]+Allocation[i, j];
Finish[i]=true;
go to step <2>;
④如果所有进程的Finish[i]=tme都满足，则表示系统处于安全状态；否则，系统处于不安全状态。
1) T0时刻的安全性。
利用安全性算法对T0时刻的资源分配进行分析，由表2-17可知，在T0时刻存在着一个安全序列{P1, P3, P4, P2, P0}，故系统是安全的。
2) P1请求资源
P1发出请求矢量Request1(l，, 0, 2)，系统按银行家算法进行检查：
3) P4请求资源
P4发出请求矢量Request4(3, 3, 0)，系统按银行家算法进行检查：
4) P0请求资源
P0发出请求矢量Request0(0, 2, 0)，系统按银行家算法进行检查：
5) 进行安全性检测。
可用资源Available(2, 1, 0)已不能满足任何进程的需要，故系统进入不安全状态，此时系统不分配资源。
3. 银行家算法举例
假定系统中有5个进程{P0, P1, P2, P3, P4}和三类资源{A, B, C}，各种资源的数量分别为10、5、7，在T0时刻的资源分配情况见表2-16。1) T0时刻的安全性。
利用安全性算法对T0时刻的资源分配进行分析，由表2-17可知，在T0时刻存在着一个安全序列{P1, P3, P4, P2, P0}，故系统是安全的。
| 进程 / 资源情况 | Max A B C |
Allocation A B C |
Need A B C |
Available A B C |
|---|---|---|---|---|
| P0 | 7 5 3 | 0 1 0 | 7 4 3 | 3 3 2 (2 3 0) |
| P1 | 3 2 2 | 2 0 0 (3 0 2) |
1 2 2 (0 2 0) |
|
| P2 | 9 0 2 | 3 0 2 | 6 0 0 | |
| P3 | 2 2 2 | 2 1 1 | 0 1 1 | |
| P4 | 4 3 3 | 0 0 2 | 4 3 1 |
| 进程 / 资源情况 | Work A B C |
Need A B C |
Allocation A B C |
Work+Allocation A B C |
Finish |
|---|---|---|---|---|---|
| P1 | 3 3 2 | 1 2 2 | 2 0 0 | 5 3 2 | true |
| P3 | 5 3 2 | 0 1 1 | 2 1 1 | 7 4 3 | true |
| P4 | 7 4 3 | 4 3 1 | 0 0 2 | 7 4 5 | true |
| P2 | 7 4 5 | 6 0 0 | 3 0 2 | 10 4 7 | true |
| P0 | 10 4 7 | 7 4 3 | 0 1 0 | 10 5 7 | true |
2) P1请求资源
P1发出请求矢量Request1(l，, 0, 2)，系统按银行家算法进行检查：
- Request1(1, 0, 2) <= Need1(l, 2, 2)。
- Request1(1, 0, 2) <= Available1(3, 3, 2)。
- 系统先假定可为P1分配资源，并修改Available、Allocation1和Need1矢量，由此形成的资源变化情况见表2-18。
- 再利用安全性算法检查此时系统是否安全。
| 进程 / 资源情况 | Work A B C |
Need A B C |
Allocation A B C |
Work+ Allocation A B C |
Finish |
|---|---|---|---|---|---|
| P1 | 2 3 0 | 0 2 0 | 3 0 2 | 5 3 2 | true |
| P3 | 5 3 2 | 0 1 1 | 2 1 1 | 7 4 3 | true |
| P4 | 7 4 3 | 4 3 1 | 0 0 2 | 7 4 5 | true |
| P0 | 7 4 5 | 7 4 3 | 0 1 0 | 7 5 5 | true |
| P2 | 7 5 5 | 6 0 0 | 3 0 2 | 10 5 7 | true |
3) P4请求资源
P4发出请求矢量Request4(3, 3, 0)，系统按银行家算法进行检查：
- Request4(3, 3, 0) <= Need4(4, 3, 1)。
- Request4(3, 3, 0) > Available(2, 3, 0)，让 P4 等待。
4) P0请求资源
P0发出请求矢量Request0(0, 2, 0)，系统按银行家算法进行检查：
- Request0(0, 2, 0) <= Need0(7, 4, 3)。
- Request0(0, 2, 0) <= Available(2, 3, 0)。
- 系统暂时先假定可为P0分配资源，并修改有关数据，见表2-19。
| 进程 / 资源情况 | Allocation A B C |
Need A B C |
Available A B C |
|---|---|---|---|
| P0 | 0 3 0 | 7 2 3 | 2 1 0 |
| P1 | 3 0 2 | 0 2 0 | |
| P2 | 3 0 2 | 6 0 0 | |
| P3 | 2 1 1 | 0 1 1 | |
| P4 | 0 0 2 | 4 3 1 |
5) 进行安全性检测。
可用资源Available(2, 1, 0)已不能满足任何进程的需要，故系统进入不安全状态，此时系统不分配资源。
2.20 死锁的检测和解除
前面绍的死锁预防和避免算法，都是在为进程分配资源时施加限制条件或进行检测，若系统为进程分配资源时不釆取任何措施，则应该提供死锁检测和解除的手段。资源分配图
系统死锁，可利用资源分配图来描述。如图2-17所示，用圆圈代表一个进程，用框代表一类资源。由于一种类型的资源可能有多个，用框中的一个点代表一类资源中的一个资源。从进程到资源的有向边叫请求边，表示该进程申请一个单位的该类资源；从资源到进程的边叫分配边，表示该类资源已经有一个资源被分配给了该进程。
图2-17 资源分配示例图
在图2-17所示的资源分配图中，进程P1已经分得了两个R1资源，并又请求一个R2 资源；进程P2分得了一个R1和一个R2资源，并又请求一个R1资源。
死锁定理
可以通过将资源分配图简化的方法来检测系统状态S是否为死锁状态。简化方法如下：1) 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。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，使之成为孤立的结点。在图2-18(a)中，P1是满足这一条件的进程结点，将P1的所有边消去，便得到图248(b)所示的情况。
2) 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。在图2-17中，进程P2就满足这样的条件。根据第1) 条中的方法进行一系列简化后,若能消去图中所有的边，则称该图是可完全简化的，如图2-18(c)所示。
S为死锁的条件是当且仅当S状态的资源分配图是不可完全简化的,该条件为死锁定理。
死锁的解除
一旦检测出死锁，就应立即釆取相应的措施，以解除死锁。死锁解除的主要方法有：1) 资源剥夺法。挂起某些死锁进程，并抢占它的资源，将这些资源分配给其他的死锁进程。但应防止被挂起的进程长时间得不到资源，而处于资源匮乏的状态。
2) 撤销进程法。强制撤销部分、甚至全部死锁进程并剥夺这些进程的资源。撤销的原则可以按进程优先级和撤销进程代价的高低进行。
图2-18 资源分配图的化简
3) 进程回退法。让一（多）个进程回退到足以回避死锁的地步，进程回退时自愿释放资源而不是被剥夺。要求系统保持进程的历史信息，设置还原点。
2.21 关于进程和线程的知识点汇总
进程与程序的区别与联系
1) 进程是程序及其数据在计算机上的一次运行活动，是一个动态的概念。进程的运行实体是程序，离开程序的进程没有存在的意义。从静态角度看，进程是由程序、数据和进程控制块(PCB)三部分组成的。而程序是一组有序的指令集合，是一种静态的概念。2) 进程是程序的一次执行过程，它是动态地创建和消亡的，具有一定的生命周期，是暂时存在的；而程序则是一组代码的集合，它是永久存在的，可长期保存。
3) 一个进程可以执行一个或几个程序，一个程序也可以构成多个进程。进程可创建进程，而程序不可能形成新的程序。
4) 进程与程序的组成不同。进程的组成包括程序、数据和PCB。
死锁与饥饿
具有等待队列的信号量的实现可能导致这样的情况：两个或多个进程无限地等待一个事件，而该事件只能由这些等待进程之一来产生。这里的事件是V操作的执行（即释放资源）。当出现这样的状态时，这些进程称为死锁(Dead locked)。为了加以说明，考虑到一个系统由两个进程P0和P1组成，每个进程都访问两个信号量S和Q，这两个信号量的初值均为1。
P0 () {
While (1){
P(S) ;
P(Q);
// …
V(S) ;
V(Q) ;
}
}p1() {
While(1){
P(Q);
P(S);
// …
V(Q);
V(S);
}
}说一组进程处于死锁状态是指：组内的每个进程都等待一个事件，而该事件只可能由组内的另一个进程产生。这里所关心的主要是事件是资源的获取和释放。
与死锁相关的另一个问题是无限期阻塞(Indefinite Blocking)或“饥饿” (Starvation)，即进程在信号量内无穷等待的情况。
产生饥饿的主要原因是：在一个动态系统中，对于每类系统资源，操作系统需要确定一个分配策略，当多个进程同时申请某类资源时，由分配策略确定资源分配给进程的次序。有时资源分配策略可能是不公平的，即不能保证等待时间上界的存在。在这种情况下，即使系统没有发生死锁，某些进程也可能会长时间等待。当等待时间给进程推进和响应带来明显影响时，称发生了进程“饥饿”，当“饥饿”到一定程度的进程所赋予的任务即使完成也不再具有实际意义时称该进程被“饿死”。
例如，当有多个进程需要打印文件时，如果系统分配打印机的策略是最短文件优先，那么长文件的打印任务将由于短文件的源源不断到来而被无限期推迟，导致最终的“饥饿”甚至“饿死”。
“饥饿”并不表示系统一定死锁，但至少有一个进程的执行被无限期推迟。“饥饿”与死锁的主要差别有：
- 进入“饥饿”状态的进程可以只有一个，而由于循环等待条件而进入死锁状态的进程却必须大于或等于两个。
- 处于“饥饿”状态的进程可以是一个就绪进程，如静态优先权调度算法时的低优先权进程，而处于死锁状态的进程则必定是阻塞进程。
银行家算法的工作原理
银行家算法的主要思想是避免系统进入不安全状态。在每次进行资源分配时，它首先检查系统是否有足够的资源满足要求，如果有，则先进行分配，并对分配后的新状态进行安全性检查。如果新状态安全，则正式分配上述资源，否则就拒绝分配上述资源。这样，它保证系统始终处于安全状态，从而避免死锁现象的发生。进程同步、互斥的区别和联系
并发进程的执行会产生相互制约的关系：一种是进程之间竞争使用临界资源，只能让它们逐个使用，这种现象称为互斥，是一种竞争关系；另一种是进程之间协同完成任务，在关键点上等待另一个进程发来的消息，以便协同一致，是一种协作关系。作业和进程的关系
进程是系统资源的使用者，系统的资源大部分都是以进程为单位分配的。而用户使用计算机是为了实现一串相关的任务，通常把用户要求计算机完成的这一串任务称为作业。1) 批处理系统中作业与进程的关系（进程组织）
批处理系统中的可以通过磁记录设备或卡片机向系统提交批作业，由系统的SPOOLing 输入进程将作业放入磁盘的输入井中，作为后备作业。作业调度程序（一般也作为独立的进程运行)每当选择一道后备作业运行时,首先为该作业创建一个进程(称为该作业的根进程)。该进程将执行作业控制语言解释程序解释该作业的作业说明书。父进程在运行过程中可以动态地创建一个或多个子进程，执行说明书中的语句。
例如，对一条编译的语句，该进程可以创建一个子进程执行编译程序对用户源程序进行编译。类似地，子进程也可以继续创建子进程去完成指定的功能。因此，一个作业就动态地转换成了一组运行实体——进程族。当父进程遇到作业说明书中的“撤出作业”的语句时，将该作业从运行状态改变为完成状态，将作业及相关结果送入磁盘上的输出井。作业终止进程负责将输出井中的作业利用打印机输出，回收作业所占用的资源，删除作业有关数据结构，删除作业在磁盘输出井中的信息，等等。作业终止进程撤除一道作业后，可向作业调度进程请求进行新的作业调度。至此，一道进入系统运行的作业全部结束。
分时系统的作业就是用户的一次上机交互过程，可以认为终端进程的创建是一个交互作业的开始，登出命令运行结束代表用户交互作业的终止。
命令解释程序流程扮演着批处理系统中作业控制语言解释程序的角色，只不过命令解释程序是从用户终端接收命令。
2) 分时系统中作业与进程的关系
在分时系统中，作业的提交方法、组织形式均与批处理作业有很大差异。分时系统的用户通过命令语言逐条地与系统应答式地输入命令，提交作业步。每输入一条（或一组）命令，便直接在系统内部对应一个（或若干个）进程。在系统启动时，系统为每个终端设备建立一个进程（称为终端进程)，该进程执行命令解释程序，命令解释程序从终端设备读入命令解释执行用户输入的每一条命令。对于每一条终端命令，可以创建一个子进程去具体执行。若当前的终端命令是一条后台命令，则可以和下一条终端命令并行处理。各子进程在运行过程中完全可以根据需要创建子孙进程。终端命令所对应的进程结束后，命令的功能也相应处理完毕。用户本次上机完毕，用户通过一条登出命令即结束上机过程。分时系统的作业就是用户的一次上机交互过程，可以认为终端进程的创建是一个交互作业的开始，登出命令运行结束代表用户交互作业的终止。
命令解释程序流程扮演着批处理系统中作业控制语言解释程序的角色，只不过命令解释程序是从用户终端接收命令。
3) 交互地提交批作业
在同时支持交互和批处理的操作系统中，人们可以用交互的方式准备好批作业的有关程序、数据及作业控制说明书。
比如，可用交互式系统提供的全屏幕编辑命令编辑好自编的一个天气预报程序，用编译及装配命令将程序变成可执行文件，用调试命令进行程序调试。在调试成功后，用户每天都要做如下工作：准备原始天气数据，运行天气预报执行文件处理原始数据，把结果打印出来等。这时，用交互系统提供的全屏幕编辑命令编辑好将要提交的作业控制说明书文件，如Windows系统的BAT文件和Linux系统的sh文件。然后用一条作业提交命令将作业提交给系统作业队列中。系统有专门的作业调度进程负责从作业队列中选择作业，为被选取的作业创建一个父进程运行命令解释程序，解释执行作业控制说明书文件中的命令。