【哈工大李治军】操作系统课程笔记7：进程同步、信号量、临界区、死锁 + 【实验】信号量的实现和应用
1、进程同步与信号量
（1）信号
通过使用信号量，来让多个进程合理有序的推进工作。
我们的目标是让多个进程合理有序的共同完成一个任务，而不是各干各的。因此，对他们进行约束，就需要确保他们合作的有序性，即谁先做谁后做。
信号就是用于双方互相发出对方可执行或对方可等待信息，来实现多个进程合作推进。等待是进程共同合作的核心。
生产者-消费者是多进程合作的经典示例。
BUFFER_SIZE是一个共享缓冲空间buffer[n]的空间容量，生产者不断地往buffer[n]里放东西，不断地加一；消费者不断地往buffer[n]里取东西，不断地减一。
需要让“进程走走停停”来保证多进程合作的合理有序。分析时，什么时候停是重点，知道什么时候停了，就能顺着推出什么时候走了。通过信号来控制，当对方之后有收到对方**“可以继续走”**的信息后，进程才可以继续执行。
（2）信号量
但只有信号还不能解决全部问题。
（1）当缓冲区满以后生产者P1生产一个item放入后，会sleep。
（2）又一个生产者P2生产一个item放入，发现counter==BUFFER_SIZE后，也会sleep。
（3）然后，消费者C执行一次循环，首先判断counter不等于0，则不sleep，而去执行后续内容。消费了buffer[n]中的一个东西后，如果判断到counter==BUFFER_SIZE-1（意味着刚才缓冲区满了，可能有生产者被阻塞），则就给生产者P1发出wakeup信号，唤醒P1。
（4）当消费者C再执行1次循环时，此时counter在之前已被上一个消费者减1。当再遇到counter==BUFFER_SIZE-1时，counter=BUFFER_SIZE-2不满足执行wakeup条件，那么就会认为刚才没有缓冲区没有满，则没有进程被阻塞，没有进程在缓冲区。 就会导致不会发出wakeup信号，P2不会被唤醒。
原因：counter仅反映缓冲区空余的个数，但还需要一个变量可以反应被阻塞进程的个数。因此，当进程发送信号时，不能仅通过判断counter就决定是否法信号，应该引入另外一个跟 睡眠和唤醒 有关的量来判断是否法可以发信号。这个量就是信号量。
（1）用sem作为信号量。缓冲区第一次满时，因为是1个进程等待，看起来像是缺少一个东西，所以记录为-1。
（2）当P2再执行时，由于没有消费者进行释放，因此继续被阻塞，sem减一，为-2。
（3）当消费者执行1次循环时，发现sem小于0，则从阻塞队列的队头使用wakeup唤醒一个进程，即为唤醒P1。然后，将sem加一，就变为了-1。
（4）当消费者再执行1次循环时，发现sem还是小于0，则再唤醒一个进程，即唤醒进程P2，sem加一，变为0。
（5）当消费者再执行1次循环时，发现sem大于0，没有进程处于睡眠状态。sem加一后，变成1，意味着当前还有一个空闲位置可供生产者使用，来存放东西。
（6）P3再执行生产出一个东西，放入缓冲区中，sem会被减1，此时为0，意味着当前没有空余位置可存放生产者生产的东西。
使用信号量作为记录：
（1）负值： 有多少（生产者）进程因为缺少资源而被阻塞
（2）正值： 当前还有多少资源可被（生产者）进程使用
因为信号量很好的关联了睡眠和唤醒动作，故使用信号量而不是信号来控制是否发送信号，根据 信号量的值 来决定进程什么时候等，什么时候走，从而实现进程的同步和等待。
这里也发现，信号量是对一个角色（生产者）因使用某一资源所产生的状态变化的控制。所以，一个信号量应该对应着一个资源或一个进程所使用的资源。
每个信号量要关联一个进程队列，用于记录阻塞进程。
P操作
P(semaphore s) {
s.value--;
if(s.value < 0)
sleep(s.queue)
}
V操作
V(semaphore s) {
s.value++;
if(s.value <= 0) // 加完后还为0或负数，则说明之前有进程在阻塞队列里
sleep(s.queue);
}
对于先加或先减时，用if应该考虑加前减前的状态进行判断。
生产者
（1）首先查看一下是否有空闲位置可以使用P(empty)，如果没有则阻塞进程，如果有就使用则往文件里写内容。
（2）但因为文件内容为临界资源，所以此时消费者的读和生产者的写是互斥的访问，因此需要对文件内容再使用信号量进行控制。先使用P(mutex)来判断是否有消费者正在读内容，如果有的话，生产者会被阻塞，等待消费者发出V信号释放后，可写入。如果没有的话，生产者上锁，此时消费者不能读取文件内容。然后，生产者将内容写到item的in位置上。完成后，再V(mutex)发出解锁信号。
（3）生产完后，生产者已经往空闲缓冲区里添加了内容，就给消费者释放出信号V(full)。
消费者
（1）首先上来先测试一下，看缓冲区中是否有内容P(full)，如果没有则阻塞进程
（2）但因为文件内容为临界资源，所以此时消费者的读和生产者的写是互斥的访问，因此需要对文件内容再使用信号量进行控制。对mutext的操作同理生产者此位置处的操作，然后，消费者从out位置上读出item并打印出来。完成后，再V(mutex)发出解锁信号。
（3）消费完后，消费者空闲缓冲区里增加了一个空位，就给生产者释放出信号V(full)。
2、信号量临界区保护
（1）临界区
当我们共同修改信号量时，会引发出问题。当两个生产者刚好共同要修改缓冲区内容时，其中一个生产者得到的可能不是需要的原信号量的值，而是被另一个生产者刚修改完的值。
这不是因为编程而出现的错误，而是因竞争条件而出现的错误。
注：通过加一些空循环来使时间片到达预期的点，而保证不出现上述错误，也许仅能解决本次启动过程中的问题，但下一次开机可能会因为进程启动次序不一样导致又会出错，所以这种方法不能解决根本错误。
所以，我们必须要引入保护机制。
想法就是生产者在修改empty时，需要上锁来保证此时该资源仅能被一个生产者所使用。只有当除以开锁状态时，其余生产者才能对empty进行访问修改。最终实现，一个进程在修改empty这段代码时，其他进程不能参与修改。对于empty的修改“要么直接做完，要么一点都不做”，即为原子操作。
临界区就是一次只允许一个进程进入的该进程里的那段代码，其中读写信号量的代码一定是临界区。
互斥进入是临界区代码保护的基本原则。而好的临界区保护原则是有空让进和
有限等待（某一进程不能一直处于等待其他进程的状态）。
（2）两个进程同步
（1）轮换法
一种方式是轮换法，一人进去一次，轮流挨个的执行。其中有一个问题，就是当该P1执行时，可能会因为一些情况P1去执行别的事了，P1就没有执行，但此时P0也不能进入，这就不符合有空让进原则。
上面的轮换法类似于值日，更好的方法是立即去买，留一个便条。这就引出了标记法。
（2）标记法
标记法是给每个进程在标记数组中保留一个标记位，当准备使用临界资源时，就把自己对应的标记位置置为true，当进入访问时首先查看对方是否也标记为true，如果对方也已标记为true，则进入循环等待中，等待对方访问完变为false后自己才可访问，并于访问完后将自己的标记位置为false。
但问题是仅满足互斥访问要求，当两个进程一起把自己的标记位置为true时，会造成双方都无法进入临界区，临界区此时空闲，但两个进程都无法进入，不满足空闲让进的要求。
（3）非对称标记法
由此引入非对称标志，让两个进程中其中一个更加勤劳一些，已知循环等待，而让另一个先进入。
（4）Peterson算法
实现方式是标记+轮转（值日和标记）两种思想的结合。
进程P0想要访问临界区时，首先将标记为置为true，然后每次也要保持“谦让”，让trun=1使其发现对方进程想访问是让自己陷入循环等待。当进行到while()时，发现对方进程已置true标记且此时的turn为1，意味着对方进程想要访问临界区且该自己循环等待（值日）了，便让自己处于循环状态而让对方进入访问。当对方访问完临界区后，又将它自己的标记置为false，从而让进程P0可以访问临界区，访问完后将自己的标记置为false。进程P1访问时也同理。
此方法主要由关键两步： 标记和轮转。用标记控制是否想要访问邻接资源，用标记控制自己是否此可以访问邻接资源，“每次都监控对方意图且保持谦让”（while(flag[1] && turn == 1)）。
Peterson算法满足互斥进入、有空让进和有限等待。
（3）多个进程同步
（1）面包店算法
借鉴生活中取号排队的思想，取得的号不为0，则表示想要进去，按号码从小到大授予访问权限。
首先，标记正在取号（choosing[i]=true），然后取号并且取得是当前进程的最大号再加一（max(num[0], ... , num[n-1]) + 1），不再取号（choosing[i]=false）。
然后，对其余进程进行遍历，如果有进程正在取号，则等待该进程取完号本进程再操作（while(choosing[j])）。当有其余进程想进入临界区（num[j]!=0）并且该进程的号比本进程号小（(num[j],j) < (num[i], i])），那么本进程就陷入循环等待，让对方更小的号进程内部再去以此方式执行判断。当每个进程都以此方式工作时，最终会有一个号最小且想要访问临界区的进程没有陷入循环等待，进入临界区。
总结来说，每次当进程想要访问临界区时，先取号，然后再判断其余进程的情况，查看其余进程是否想要访问临界区？是否比自己更小？ 对于想要临界区的进程，如果其余进程更小，则自己循环等待。如果与所有进程比较完后，发现自己进程的号最小，那么自己就可以去访问临界区了。
（2）单CPU关中断法
回想一下我们要解决的问题是一个进程在临界区时，另一个进程也进入临界区。那么，为什么另一个进程也会进入临界区呢？原因就是调度。另一个进程只有被调度才能执行，才可能进入临界区。那么我们就会想，是否可以再一个进程进入临界区时，阻止另一个进程的调度。
最直观的想法就是阻止中断，因为去调度另一个进程的前提是使用中断，所以只要我们在进入临界区前关闭中断（cli()）就可以阻止调度。当使用完后，再开中断（sti()）。
这种情况在但CPU里好使，但在多CPU里不好使。
（3）硬件原子指令法
对临界资源上锁，但如果使用信号量作为锁的话，我们就还需要再对锁进行保护。为了实现上锁，修改empty，开锁成为原子操作，那么就把这三个操作合成一条指令即可。
TestAndSet()实现的就是判断x之前是否为true并且也将本次的x置为true。如果之前x就为true，则说明已经有进程在访问临界区，需要循环等待。如果为false说明之前没有进程在访问临界区，则自己进入临界区，其他进程再访问时，由于已经被本进程改为了true，所以其他进程也进不来。直到访问完毕后，将lock置为false，其他进程可进入。在执行过程中TestAndSet()为原子操作，要么一下子执行完，要么一下都不执行，中途不可被打断。
（4）总结
用临界区去保护信号量，用信号量来实现同步（访问共享资源）。
对于多进程同步中，单CPU可用关中断保护临界区，多CPU可用硬件原子指令法保护临界区。
3、信号量代码的实现
if中是把阻塞队列中的一个唤醒。
while是把阻塞队列中的全部都唤醒。
4、死锁处理
多个进程 互相等待对方持有的资源 而造成的谁都无法执行的情况叫 死锁。
（1）死锁三个成因
死锁三个成因：
- 资源互斥
- 进程已有一些资源又不释放，还再去申请其他资源
- 各自占有的资源和互相申请的资源形成了环路等待
（2）四个必要条件
- 互斥使用
- 不可抢占
- 请求和保持
- 循环等待
（3）死锁处理方法
- 死锁预防：破坏死锁出现的四个条件。
- 死锁避免：检测每个资源请求，如果造成死锁就拒绝。
- 死锁检测+恢复：检测到死锁出现时，让一些进程回滚，让出资源。
- 死锁忽略：忽略死锁出现（因死锁出现是小概率事件），出现后直接重启。
（1）死锁预防
-
（1）在进程执行前，一次性申请所有需要的资源，不会占
有了一部分资源后，再去申请其他资源。- 缺点1：需要预知未来，编程困难；
- 缺点2：许多资源分配后很长时间以后才会使用，资源利用率低。
-
（2）对资源类型进行排序，资源申请必须按序排序，不会出现
环路等待。- 缺点：仍然造成资源浪费。
（2）死锁避免：银行家算法
判断系统中按一个预定的执行序列P1P2…Pn执行后，提前判断是否可以正确完成且不会出现死锁情况。如果可以正确完成，则认为系统处于安全状态。
在图上判定是否为安全序列。其中，Allocation是该进程可分配的资源、Need是该进程需要的资源、Available是系统中现有的资源。
每次判断该任务是否没有执行完和当前所需资源量系统是否满足，如果其中有一个不满足就判断下一个任务，如有一个任务满足时，就将资源分配后释放使用过的资源给系统，同时置该任务已完成，再进行下一次循环。
请求出现时，先假装分配，然后查看后续分配是否可以满足其他任务。如果不满足，则此次申请被拒绝。
（3）死锁检测+恢复：发现问题再处理
由于每次都执行死锁避免的银行家算法时，时间复杂度为 O ( m n 2 ) O(mn^2) O(mn2)，效率太低。所以只有当发现问题时，再处理。
定时检测或者是发现资源利用率低是检测，将死锁的进程都存放到deadlock死锁进程组。
对于死锁的进程，首先是挑选一个进程进行回滚。但应该选择哪种方式回滚，按优先级或者占用资源多的等等便是一个问题。另一个是如何实现回滚，对于已经修改的文件如何处理，例如银行的客户信息已经被写入，不能随意修改。处理起来比较复杂。
所以，对于许多通用的操作系统，都会采用死锁忽略方法。因为死锁在PC机上出现的概率比较小、死锁忽略的处理代价最小、可以通过重启来解决且重启对PC机的影响较小。
（4）死锁忽略
[实验 6]：信号量的实现和应用
参考：
操作系统实验六 信号量的实现和应用(哈工大李治军)
Linux 0.11下信号量的实现和应用