进程与线程（二）

进程同步、进程互斥

同步亦称直接制约关系，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他们之间的相互合作。

操作系统要提供“进程同步机制”来解决异步问题

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。

对临界资源的互斥访问，可以在逻辑上分为如下四部分：

注意：

1. 临界区是进程中访问临界资源的代码段，也称临界段
2. 进入区和退出区是负责实现互斥的代码段

既要实现对临界资源的互斥访问，同时也要保证系统整体性能，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(忙等待就是指该进程无法往下运行还一直占用处理机)

进程互斥的软件实现方法

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。

问题：就是如果允许某进程有访问临界区的权限，而该进程一直不访问临界区，那么临界区一直空闲但其它进程一直不能使用，因为其它进程使用的权限是当前有使用权的权限给的。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 P0 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[i] 设为 true，之后开始访问临界区。

问题：如果这两个进程并发执行，按照152637顺序执行，则会出现两个进程同时访问临界区的情况；违反了“忙则等待”的原则。原因在于进入区的检查和上锁不是一气呵成完成。

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。

问题：如果这两个进程并发的执行，按照1526的顺序执行，则会出现两个进程都无法进入临界区的情况；虽然解决了上述的“忙则等待”，但是又违反了“空闲让进“和”有限等待“原则。会因各进程长期无法访问临界区资源而产生饥饿线程。

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界区，那可以让进程尝试“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，遵守了空闲让进、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。

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。

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 TLS 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。

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已经被上锁（记录在 old 变量上），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”。

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。

每个互斥锁有一个布尔变量available，表示锁是否可用。如果锁是可用的，调用acquire()会成功，且锁不再可用。当一个进程试图获取不可用的锁时，会被阻塞，直到锁被释放。

acquire()或release()的执行必须是原子操作，因此互斥锁通常采用硬件机制来实现。

互斥锁的主要缺点是忙等待，当有一个进程在临界区中，任何其它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，不影响其它线程的执行。

需要连续循环忙等的互斥锁，都可称为自旋锁（spin lock），如 TSL指令、swap指令、单标志法。

特性：

• 需忙等，进程时间片用完才下处理机，违反“让权等待”
• 优点：等待期间不用切换进程上下文，多处理器系统中，若上锁的时间短，则等待代价很低
• 常用于多处理器系统，一个核忙等，其他核照常工作，并快速释放临界区
• 不太适用于单处理机系统，忙等的过程中不可能解锁

信号量机制

概述

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“就能避免这问题。

**一对原语：**wait(S)原语和signal(S)原语，可以把原语理解为我们定义的函数，S就是函数调用时候的参数。

wait、signal原语常简称为P、V操作。我们做题时常把wait(S)、signal(S)了两个操作分别写为P(S)、V(S)

整型信号量

用一个整数型的变量作为信号量（对信号量的操作只有三种，即 初始化、P操作、V操作），用来表示系统中某种资源的数量。

问题：不满足”让权等待“原则，会发生”忙等“

记录型信号量

用记录型数据结构作为信号量。

注意：

1. wait(S)、signal(S) 也可以记为 P(S)、V(S)，这对原语可用于实现系统资源的“申请”和“释放”
2. S.value的初值表示系统中某种资源的数目
3. 对信号量 S 的一次 P 操作意味着进程请求一个单位的该类资源，因此需要执行 S.value–，表示资源数减1，当S.value < 0 时表示该类资源已分配完毕，因此进程应调用 block 原语进行自我阻塞（当前运行的进程从运行态转为阻塞态），主动放弃处理机，并插入该类资源的等待队列 S.L 中。可见，该机制遵循了“让权等待”原则，不会出现“忙等”现象。
4. 对信号量S的一次V操作意味着进程释放一个单位的该类资源，因此需要执行 S.value++，表示资源数加1，若加1后仍是 S.value <= 0，表示依然有进程在等待该类资源，因此应调用 wakeup 原语唤醒等待队列中的第一个进程（被唤醒进程从阻塞态转为就绪态）。

用信号量机制实现进程互斥、同步、前驱关系

实现进程互斥

步骤：

1. 分析并发进程的关键活动，划定临界区。（就是对有限资源的的访问）
2. 设置互斥信号量mutex（表示进入临界区的名额），初值为1
3. 在进入区P（mutex）——申请资源
4. 在退出区V（mutex）——释放资源

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）会导致资源永不释放，等待进程永不被唤醒

实现进程同步

步骤：

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（即两个同步的进程中代码执行有规定的先后顺序）
2. 设置同步信号量S（代表某种资源），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）

实现前驱关系

步骤：

1. 要为每一对前驱关系各设置一个同步信号量
2. 在”前操作“之后对相应的同步信号量执行V操作
3. 在”后操作“之前对相应的同步信号量执行P操作

生产者、消费者问题

问题描述：

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）

分析：

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

改变相邻P、V操作的顺序：

上述情况分析：

若此时缓冲区内已经放满产品，则 empty=0，full=n。则生产者进程执行① 使mutex变为0，再执行②，由于已没有空闲缓冲区，因此生产者被阻塞。由于生产者阻塞，因此切换回消费者进程。消费者进程执行③，由于mutex为0，即生产者还没释放对临界资源的“锁”，因此消费者也被阻塞。这就造成了生产者等待消费者释放空闲缓冲区，而消费者又等待生产者释放临界区的情况，生产者和消费者循环等待被对方唤醒，出现“死锁”。同样的，若缓冲区中没有产品，即full=0，empty=n。按③④① 的顺序执行就会发生死锁。因此，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

PV 操作题目的解题思路：

1. 关系分析。找出题目中描述的各个进程，分析它们之间的同步、互斥关系。
2. 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。
3. 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）

多生产者、多消费者问题

问题描述：

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。

按照上述的解题思路分析，对缓冲区(盘子)的访问要互斥的进行；父亲和女儿的存取苹果、母亲和儿子的存取橘子是同步关系

实现方法：

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-Fn3NiNfs-1683460857155)(C:\Users\27144\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20230503093455787.png)]

因为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；所以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。

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；否则会出现两个进程写入缓冲区的数据相互覆盖的情况。

吸烟者问题

问题描述：

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）

分析：桌子上先有纸和胶水，第一个抽烟者后取走；另外两个抽烟者同理，这就是该题的进程同步关系；桌子上只能放两种材料，就是进程互斥

实现方法：

读者-写者问题

问题描述：

有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：①允许多个读者可以同时对文件执行读操作；②只允许一个写者往文件中写信息；③任一写者在完成写操作之前不允许其他读者或写者工作；④写者执行写操作前，应让已有的读者和写者全部退出。

互斥关系：写进程和读进程、写进程和写进程

实现方法：

悟：就是当有若干语句必须一气呵成时，我们就可以用一个信号量，对其使用互斥访问。

存在问题：就是如果一直有读者在读进程，那么写进程就一直处于堵塞状态，可能出现写进程”饿死“，所以这种算法中，读进程是优先的。

解决上述写进程可能”饿死“的问题，需要引入一个新的信号量w

在这种实现方法中，写者不会饥饿，相比上一种实现方法更公平 ，又称”读写公平法“。

哲学家进餐问题

问题描述：一张圆桌上坐着5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。哲学家们倾注毕生的精力用于思考和进餐，哲学家在思考时，并不影响他人。只有当哲学家饥饿时，才试图拿起左、右两根筷子（一根一根地拿起）。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，当进餐完毕后，放下筷子继续思考

分析：把筷子看作是临界资源，每两位哲学家对其中间筷子的访问是互斥关系；而每位哲学家吃饭又需要两个临界资源。信号量设置先定义一个信号量数组chopstick[5]={1,1,1,1,1}用于实现对5个筷子的互斥访问。哲学家i左边的筷子编号为i，右边的筷子编号为(i+1)%5。

实现方法：

1. 对哲学家进程施加一些限制条件，比如最多允许四个哲学家同时进餐（是从某一段时间的角度来看同时进餐，可以理解为四个进程并发执行）。这样可以保证至少有一个哲学家是可以拿到左右两个筷子
2. 要求奇数号哲学家先拿左边筷子，然后再拿右边筷子，而偶数号哲学家相反，这样就保证了如果相邻的两个奇偶号哲学家都想吃饭，那么只会有其中一个可以拿起一只筷子，另一个会直接阻塞。这就避免了占有一支后再等另一只筷子的情况。
3. 仅当一个哲学家左右两支筷子都可用时才允许抓起筷子。

各哲学家拿筷子应该互斥执行，即使一个哲学家拿了一半筷子被阻塞也不会有其它哲学家尝试拿筷子。

管程

引入：之前我们都是使用信号量机制来解决进程互斥、同步等问题，而该机制编写程序困难容易出错；因此，我们接下来要学习一种高级同步机制——管程。（管程可以用面向对象中的类理解），它要更方便地实现进程互斥和同步。

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。

管程中由编译器负责实现各进程互斥地进入管程中的过程。

注意：

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”——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。

死锁概述

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；很典型的就是哲学家问题中每位哲学家取其左手边筷子，每位哲学家手中都有一支筷子，而又都无法完成吃饭，都在相互等待。

死锁、饥饿、死循环的区别：

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。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：

1. 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）
2. 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。
3. 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。
4. 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

死锁发生的情况：

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）

死锁的处理策略：

1. 预防死锁(不允许死锁产生，静态策略)。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(不允许死锁产生，动态策略)。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。

死锁的处理策略

预防死锁(静态策略)

破坏互斥条件

预防死锁(不允许死锁产生，静态策略)。破坏死锁产生的四个必要条件中的一个或几个。

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。

要想破坏互斥条件，只需要把互斥使用的资源改造为共享使用即可，则系统就不会进入死锁状态。eg：spooling技术

该策略缺点：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。

破坏不剥夺条件

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

破坏该条件方案一：

当某个进程请求新的资源得不到满足时，他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）

该策略优点：

1. 实现复杂
2. .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

破坏请求和保持条件

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。

破坏该条件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。

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

破坏循环等待条件

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

破坏该条件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

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

避免死锁(动态策略)

安全序列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。如果系统进入了不安全状态，就可能会发生死锁（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）

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，并把该进程持有的资源全部回收。不断重复上述过程，看最终是否能让所有进程都加入安全序列

检测和解除

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。

检测死锁的算法：

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。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变，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。
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。在下图中，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，则称该图是可完全简化的

言而总之就是依次消除与不阻塞进程相连的边，直到无边可消

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

注意：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

死锁的解除的方法：

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的历史信息，设置还原点