第二章进程管理

1.进程的概念、组成、特征

 

程序:是静态的，就是个存放在磁盘里的可执行文件，就是一系列的指令集合。

进程(Process) :是动态的，是程序的一次执行过程。

当进程被创建时，操作系统会为该进程分配一个唯一的、不重复的“身份证号”_—PID (Process ID，进程ID)

这些信息都被保存在一个数据结构PCB ( Process Control Block)中，即进程控制块,PCB是进程存在的唯一标志

PCB是给操作系统用的。

程序段、数据段是给进程自己用的。

一个进程实体(进程映像)由PCB、程序段、数据段组成。

进程是动态的，进程实体(进程映像)是静态的。

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。

2.进程的状态与转换

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)

3.进程控制

无论哪个进程控制原语，要做的无非三类事情:

1．更新PCB中的信息，state变量

2．将PCB插入合适的队列

3．分配/回收资源

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。

简化理解:反正进程控制就是要实现进程状态转换

原语的执行具有原子性，即执行过程只能一气呵成，期间不允许被中断。

可以用“关中断指令”和“开中断指令”这两个特权指令实现原子性。

4.进程通信

进程间通信(Inter-Process Communication，IPC)是指两个进程之间产生数据交互。

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。

4.1共享存储

为避免出错，各个进程对共享空间的访问应该是互斥的。

基于存储区的共享:操作系统在内存中划出一块共享存储区，数据的形式、存放位置都由通信进程控制，而不是操作系统。这种共享方式速度很快，是一种高级通信方式。

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。

4.2消息传递

进程间的数据交换以格式化的消息)(Message)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：消息发送进程要指明接收进程的ID；

间接通信方式：通过“信箱”间接地通信。因此又称“信箱通信方式”

4.3管道通信

“管道”是一个特殊的共享文件，又名pipe文件。其实就是在内存中开辟一个大小固定的内存缓冲区。

1．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。

2．各进程互斥地访问管道(由操作系统实现)

3．当管道写满时，写进程将阻塞，直到读进程将管道中的数据取走，即可唤醒写进程。

4．当管道读空时，读进程将阻塞，直到写进程往管道中写入数据，即可唤醒读进程。

5.线程的概念

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(如QQ视频、文字聊天、传文件)

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)。

6.线程的实现方式和多线程模型

用户级线程

1.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)

2.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。

3.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”就是“从用户视角看能看到的线程”。

4.优缺点
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。

内核级线程

1.内核级线程的管理工作由操作系统内核完成。

2.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。

3.操作系统会为每个内核级线程建立相应的TCB (Thread Control Block，线程控制块)，通过TCB对线程进行管理。“内核级线程”就是“从操作系统内核视角能看到的线程”。

4.优缺点

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。

多线程模型

一对一模型:一个用户级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。

多对一模型:多个用户级线程映射到一个内核级线程。且一个进程只被分配一个内核级线程。

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

重点重点重点:
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。

多对多模型:n用户及线程映射到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(一个阻塞全体阻塞)，又克服了一对一模型中一个用户进程占用太多内核级线程，开销太大的缺点。

可以这么理解:

用户级线程是“代码逻辑”的载体

内核级线程是“运行机会”的载体

内核级线程才是处理机分配的单位。例如:多核CPU环境下,左边这个进程最多能被分配两个核。

7.线程的状态与转换

8.处理机调度

8.1调度的概念、层次

作业:一个具体的任务

用户向系统提交一个作业=用户让操作系统启动一个程序(来处理一个具体的任务)

高级调度(作业调度)。按一定的原则从外存的作业后备队列中挑选一个作业调入内存，并创建进程。每个作业只调入一次，调出一次。作业调入时会建立PCB,调出时才撤销PCB。

低级调度(进程调度/处理机调度)—―按照某种策略从就绪队列中选取一个进程，将处理机分配给它。

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。

内存不够时，可将某些进程的数据调出外存。等内存空闲或者进程需要运行时再重新调入内存。

暂时调到外存等待的进程状态为挂起状态。被挂起的进程PCB会被组织成挂起队列。

中级调度(内存调度)――按照某种策略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。

进程的挂起态与七状态模型

暂时调到外存等待的进程状态为挂起状态(挂起态，suspend)

挂起态又可以进一步细分为就绪挂起、阻塞挂起两种状态

五状态模型→七状态模型

8.2进程调度的时机、切换与过程、方式

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。各进程需要互斥地访问临界资源。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(由各就绪进程的PCB组成)。

进程调度的方式

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迫的任务到达，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。

实现简单，系统开销小但是无法及时处理紧急任务，适合于早期的批处理系统

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。

可以优先处理更紧急的进程,也可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进程。(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:

1．对原来运行进程各种数据的保存

2.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，必然会使整个系统的效率降低，使系统大部分时间都花在了进程切换上，而真正用于执行进程的时间减少。

8.3调度器和闲逛进程

让谁运行?――调度算法
运行多长时间?――时间片大小

调度时机―一什么事件会触发“调度程序”?

创建新进程

进程退出

运行进程阻塞

I/O中断发生(可能唤醒某些阻塞进程)

闲逛进程的特性:

·优先级最低

·可以是0地址指令，占一个完整的指令周期(指令周期末尾例行检查中断)

·能耗低

8.4调度算法的评价指标

系统吞吐量:单位时间内完成作业的数量

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。

周转时间=作业完成时间-作业提交时间

计算机的用户希望自己的作业尽可能少的等待处理机
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/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。

8.5调度算法

Tips:各种调度算法的学习思路

1．算法思想

2．算法规则

3．这种调度算法是用于作业调度还是进程调度?

4．抢占式?非抢占式?

5.优点和缺点

6.是否会导致饥饿

先来先服务算法

例题:各进程到达就绪队列的时间、需要的运行时间如下表所示。使用先来先服务调度算法，计算各进程的等待时间、平均等待时间、周转时间、平均周转时间、带权周转时间、平均带权周转时间。

先来先服务调度算法:按照到达的先后顺序调度，事实上就是等待时间越久的越优先得到服务。

因此，调度顺序为:P1 →P2 →P3→P4

短作业优先算法

例题:各进程到达就绪队列的时间、需要的运行时间如下表所示。使用非抢占式的短作业优先调度算法，计算各进程的等待时间、平均等待时间、周转时间、平均周转时间、带权周转时间、平均带权周转时间。

短作业/进程优先调度算法:每次调度时选择当前已到达且运行时间最短的作业/进程。

因此，调度顺序为:P1→P3→P2 →P4

例题:各进程到达就绪队列的时间、需要的运行时间如下表所示。使用抢占式的短作业优先调度算法，计算各进程的等待时间、平均等待时间、周转时间、平均周转时间、带权周转时间、平均带权周转时间。

最短剩余时间优先算法:每当有进程加入就绪队列改变时就需要调度，如果新到达的进程剩余时间比当前运行的进程剩余时间更短，则由新进程抢占处理机，当前运行进程重新回到就绪队列。另外，当一个进程完成时也需要调度。

需要注意的是，当有新进程到达时就绪队列就会改变，就要按照上述规则进行检查。以下P$n$(m)表示当前P1进程剩余时间为m。各个时刻的情况如下:

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。但是没有考虑到作业的运行时间，因此导致了对短作业不友好的问题

SJF算法是选择一个执行时间最短的作业为其服务。但是又完全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，甚至还会造成饥饿问题

能不能设计一个算法，即考虑到各个作业的等待时间，也能兼顾运行时间呢?

高响应比优先算法

高响应比优先算法

例题:各进程到达就绪队列的时间、需要的运行时间如下表所示。使用高响应比优先调度算法，计算各进程的等待时间、平均等待时间、周转时间、平均周转时间、带权周转时间、平均带权周转时间。

高响应比优先算法:非抢占式的调度算法，只有当前运行的进程主动放弃CPU时(正常/异常完成，或主动阻塞)，才需要进行调度，调度时计算所有就绪进程的响应比，选响应比最高的进程上处理机。

注:这几种算法主要关心对用户的公平性、平均周转时间、平均等待时间等评价系统整体性能的指标，但是不关心“响应时间”，也并不区分任务的紧急程度，因此对于用户来说，交互性很糟糕。因此这三种算法一般适合用于早期的批处理系统，当然，FCFS算法也常结合其他的算法使用，在现在也扮演着很重要的角色。而适合用于交互式系统的调度算法将在下个小节介绍...

时间片轮转算法

例题:各进程到达就绪队列的时间、需要的运行时间如下表所示。使用时间片轮转调度算法，分析时间片大小分别是2、5时的进程运行情况。

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，则时间片轮转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，系统会花大量的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。

优先级调度算法

例题:各进程到达就绪队列的时间、需要的运行时间、进程优先数如下表所示。使用非抢占式的优先级调度算法，分析进程运行情况。(注:优先数越大，优先级越高)

非抢占式的优先级调度算法:每次调度时选择当前已到达且优先级最高的进程。当前进程主动放弃处理机时发生调度。

例题:各进程到达就绪队列的时间、需要的运行时间、进程优先数如下表所示。使用抢占式的优先级调度算法，分析进程运行情况。(注:优先数越大，优先级越高)

抢占式的优先级调度算法:每次调度时选择当前已到达且优先级最高的进程。当前进程主动放弃处理机时发生调度。另外，当就绪队列发生改变时也需要检查是会发生抢占。

根据优先级是否可以动态改变，可将优先级分为静态优先级和动态优先级两种。

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l/O型进程(或称1/o繁忙型进程)
注:与I/o型进程相对的是计算型进程(或称CPU繁忙型进程)

可以从追求公平、提升资源利用率等角度考虑

如果某进程在就绪队列中等待了很长时间，则可以适当提升其优先级

如果某进程占用处理机运行了很长时间，则可适当降低其优先级如果发现一个进程频繁地进行I/o操作，则可适当提升其优先级

多级反馈队列算法

例题:各进程到达就绪队列的时间、需要的运行时间如下表所示。使用多级反馈队列调度算法，分析进程运行的过程。

设置多级就绪队列，各级队列优先级从高到低，时间片从小到大

新进程到达时先进入第1级队列，按FCFS原则排队等待被分配时间片。若用完时间片进程还未结束，则进程进入下一级队列队尾。如果此时已经在最下级的队列，则重新放回最下级队列队尾

只有第k级队列为空时，才会为k+1级队头的进程分配时间片

被抢占处理机的进程重新放回原队列队尾

这三种算法适合用于交互式系统。

多级队列调度算法

9.进程同步

知识点回顾:进程具有异步性的特征。异步性是指，各并发执行的进程以各自独立的、不可预知的速度向前推进。

如何解决这种异步问题，就是“进程同步”所讨论的内容。

9.1进程同步、进程互斥

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它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它们之间的相互合作。

我们把一个时间段内只允许一个进程使用的资源称为临界资源。许多物理设备(比如摄像头、打印机)都属于临界资源。此外还有许多变量、数据、内存缓冲区等都属于临界资源。

对临界资源的访问，必须互斥地进行。互斥，亦称间接制约关系。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。当前访问临界资源的进程访问结束，释放该资源之后，另一个进程才能去访问临界资源。

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:

1．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;

2．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;

3．有限等待。对请求访问的进程，应保证能在有限时间内进入临界区(保证不会饥饿)﹔

4．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。

9.2进程互斥的软件实现方法

重点选择题考查

单标志法

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。

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”

只能按PO→P1→PO→P1→...…..这样轮流访问。这种必须“轮流访问”带来的问题是，如果此时允许进入临界区的进程是Po，而PO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。

双标志先检查法

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PO现在想要进入临界区。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，则把自身对应的标志flag[li]设为true，之后开始访问临界区。

若按照①⑤②6③⑦....的顺序执行，PO.和P1将会风的刃回面外区。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。

双标志后检查法

算法思想:双标志先检查法的改版。前一个算法的问题是先“检查”后“上锁”，但是这两个操作又无法一气呵成，因此导致了两个进程同时进入临界区的问题。因此，人们又想到先“上锁”后“检查”的方法，来避免上述问题。

若按照①⑤②⑥....的顺序执行，PO和P1将都无法进入临界区
因此，双标志后检查法虽然解决了“忙则等待”的问题，但是又违背了“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。

Peterson算法

算法思想:结合双标志法、单标志法的思想。如果双方都争着想进入临芥区，那可以让进柱云试“孔融让梨”(谦让)。做一个有礼貌的进程。

Peterson算法用软件方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。

Peterson算法相较于之前三种软件解决方案来说，是最好的，但依然不够好。

9.3进程互斥的硬件实现方法

中断屏蔽方法

利用“开/关中断指令”实现(与原语的实现思想相同，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，这组指令如果能让用户随意使用会很危险)

TestAndSet指令

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，只能一气呵成。

相比软件实现方法，TSL指令把“上锁”和“检查”操作用硬件的方式变成了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会有逻辑漏洞;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”。

Swap指令

有的地方也叫Exchange指令，或简称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。

优点:实现简单，无需像软件实现方法那样严格检查是否会有逻辑漏洞;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”。

9.4互斥锁

解决临界区最简单的工具就是互斥锁(mutex lock)。一个进程在进入临界区时应获得锁;在退出临界区时释放锁。函数acquire()获得锁，而函数release()释放锁。

互斥锁的主要缺点是忙等待，当有一个进程在临界区中，任何其他进程在进入临界区时必须连续循环调用acquire()。当多个进程共享同一CPU时，就浪费了)CPU周期。因此，互斥锁通常用于多处理器系统，一个线程可以在一个处理器上等待，不影响其他线程的执行。

9.5信号量机制

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，从而很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(来自荷兰语proberen和 verhogen)。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)

整型信号量

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。

记录型信号量

整型信号量的缺陷是存在“忙等”问题，因此人们又提出了“记录型信号量”，即用记录型数据结构表示的信号量。

9.6用信号量实现进程互斥、同步、前驱关系

用信号量实现进程同步:

1．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(或两句代码)

2．设置同步信号量s,初始为0

3．在“前操作”之后执行v(S)

4.在“后操作”之前执行P(S)

信号量机制实现前驱关系

9.7生产者-消费者问题

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。(注:这里的“产品”理解为某种数据)

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，各进程必须互斥地访问。

实现互斥的P操作一定要在实现同步的P操作之后。

V操作不会导致进程阻塞，因此两个V操作顺序可以交换。

9.8多生产者-多消费者问题

桌子上有一只盘子，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操作实现上述过程。

互斥关系:
对缓冲区(盘子)的访问要互斥地进行

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

结论: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
顺利地进入临界区...

如果缓冲区大小大于1，就必须专门设置一个互斥信号量mutex来保证互斥访问缓冲区。

9.9吸烟者问题

假设一个系统有三个抽烟者进程和一个供应者进程。每个抽烟者不停地卷烟并抽掉它，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。供应者进程无限地提供三种材料，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完成了，供应者就会放另外两种材料再桌上，这个过程一直重复(让三个抽烟者轮流地抽烟)

9.10读者-写者问题

9.11哲学家进餐问题

9.12管程

信号量机制存在的问题:编写程序困难、易出错。

管程的定义和基本特征

管程是一种特殊的软件模块，有这些部分组成:

1.局部于管程的共享数据结构说明;

2．对该数据结构进行操作的一组过程;

3.对局部于管程的共享数据设置初始值的语句;

4．管程有一个名字。

管程的基本特征:

1.局部于管程的数据只能被局部于管程的过程所访问;

2.一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;

3．每次仅允许一个进程在管程内执行某个内部过程。

引入管程的目的无非就是要更方便地实现进程互斥和同步。

1．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)

2．需要在管程中定义用于访问这些共享数据的“入口”一一其实就是一些函数(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)

3．只有通过这些特定的“入口”才能访问共享数据

4．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(如生产者消费者问题中，各进程需要互斥地访问共享缓冲区。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负责实现的，程序员不用关心)

5．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。

程序员可以用某种特殊的语法定义一个管程(比如: monitor ProducerConsumer ....end monitor;),之后其他程序员就可以使用这个管程提供的特定“入口”很方便地使用实现进程同步/互斥了。

10.死锁

10.1死锁的概念

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”。发生死锁后若无外力干涉,这些进程都将无法向前推进。

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
比如:在短进程优先(SPF)算法中，若有源源不断的短进程到来，则长进程将一直得不到处理机，从而发生长进程“饥饿”。

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

死锁产生的必要条件

产生死锁必须同时满足一下四个条件，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、打印机设备)。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(因为进程不用阻塞等待这种资源)。

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。

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)

什么时候会发生死锁

1．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，对可剥夺的资源(CPU))的竞争是不会引起死锁的。

2．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。

3．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。

死锁的处理策略

1.预防死锁。破坏死锁产生的四个必要条件中的一个或几个
2.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)
3.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。

10.2死锁的处理策略—预防死锁

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，则系统不会进入死锁状态。比如: SPOOLing技术。操作系统可以采用SPOOLing技术把独占设备在逻辑上改造成共享设备。比如，用SPOOLing技术将打印机改造为共享设备...

该策略的缺点:并不是所有的资源都可以改造成可共享使用的资源。并且为了系统安全，很多地方还必须保护这种互斥性。因此，很多时候都无法破坏互斥条件。

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。也就是说，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:
1.实现起来比较复杂。
⒉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。

3.反复地申请和释放资源会增加系统开销，降低系统吞吐量。
4.若采用方案一，意味着只要暂时得不到某个资源，之前获得的那些资源就都需要放弃，以后再重新申请。如果一直发生这样的情况，就会导致进程饥饿。

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。

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，不让它投入运行。一旦投入运行后，这些资源就一直归它所有，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地回来申请小编号的资源，从而就不会产生循环等待的现象。

该策略的缺点:
1.不方便增加新的设备，因为可能需要重新分配所有的编号;
2.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;
3.必须按规定次序申请资源，用户编程麻烦。

10.3死锁的处理策略—避免死锁

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。这世是“银行家算法”的核心思想。

银行家算法

银行家算法是荷兰学者Dijkstra为银行系统设计的，以确保银行在发放现金贷款时，不会发生不能满足所有客户需要的情况。后来该算法被用在操作系统中，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。

10.4死锁的处理策略—检测和解除

如果系统中既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:
①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。
②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发生了死锁进行检测，必须:

①用某种数据结构来保存资源的请求和分配信息;
②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，可以顺利地执行下去。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。

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，还连着边的那些进程就是死锁进程

解除死锁的主要方法有:

1．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。

2.撤销进程法(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。因为有些进程可能已经运行了很长时间，已经接近结束了，一旦被终止可谓功亏一篑，以后还得从头再来。

3．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历史信息，设置还原点。

如何决定“对谁动手”

1.进程优先级

2.已执行多长时间

3．还要多久能完成

4.进程已经使用了多少资源

5.进程是交互式的还是批处理式的

2.4_4_死锁的处理策略—检测和解除_哔哩哔哩_bilibili