操作系统——进程管理（一文弄懂进程间的那些事）

进程

进程的概念

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（同一个程序多次执行会对应多个进程）

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” (Process ID，进程ID)


这些信息都被保存在-一个数据结构PCB ( Process Control Blcick)中，即进程控制块
操作系统需要对各个并发运行的进程进行管理，但凡管理时所需要的信息，都会被放在PCB中

PCB

PCB是进程存在的唯一标识

进程的组成

进程的特征

进程的状态与转换

进程的状态

1. 创建态：进程正在被创建时，它的状态是“创建态”，在这个阶段操作系统会为进程分配资源、初始化PCB
2. 就绪态：当进程创建完成后，便进入‘“就绪态”，处于就绪态的进程已经具备运行条件,但由于没有空闲CPU，就暂时不能运行
3. 运行态：进程正在CPU上运行
4. 阻塞态：在进程运行的过程中，可能会请求等待某个事件的发生(如等待某种系统资源的分配，或者等待其他进程的响应)在这个事伟发生之前，进程无法继续往下执行，此时操作系统会让这个进程下CPU，并让它进入“阻塞态”。当CPU空闲时，又会选择另一个“就绪态”进程上CPU运行
5. 终止态：一个进程可以执行exit系统调用，请求操作系统终止该进程。此时该进程会进入“终止态”，操作系统会让该进程下CPU,回收内存空间等资源，最后还要回收该进程的PCB。

进程间的转换

进程的组织方式

链接方式

按照进程状态将PCB分为多个队列
操作系统持有指向各个队列的指针

索引方式

根据进程状态的不同，建立几张索引表
操作系统持有指向各个索引表的指针

进程控制

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。

怎么实现进程控制——原语

原语是一种特殊的程序，它的执行具有原子性。也就是说，这段程序的运行必须一气呵成，不可中断
如果不能“一气呵成”，就有可能导致操作系统中的某些关键数据结构信息不统一的情况，这会影响操作系统进行别的管理工作。

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
CPU执行了关中断指令之后，就不再例行检查中断信号，直到执行开中断指令之后才会恢复检查。
这样，关中断、开中断之间的这些指令序列就是不可被中断的，这就实现了“原子性’

进程的创建

创建原语：

• 申请空白PCB
• 为新进程分配所需资源
• 初始化PCB
• 将PCB插入就绪队列

引起进程创建的事件

• 用户登陆：分时系统中，用户登录成功，系统会建立为其建立一个新的进程
• 作业调度：多道批处理系统中，有新的作业放入内存时，会为其建立一个新的进程
• 提供服务：用户向操作系统提出某些请求时，会新建一个进程处理该请求
• 应用请求：由用户进程主动请求创建一个子进程

进程的终止

撤销原语

• 从PCB集合中找到终止进程的PCB
• 若进程正在运行，立即剥夺CPU,将CPU分配给其他进程
• 终止其所有子进程（进程间的关系是树形结构）
• 将该进程拥有的所有资源归还给父进程或操作系统
• 删除PCB

引起进程终止的事件：

• 正常结束（exit系统调用）
• 异常结束（整数除以0，非法使用特权指令）
• 外界干预（kill -9 xxx）

进程的阻塞

阻塞原语

• 找到要阻塞的进程对应的PCB
• 保护进程运行现场，将PCB状态信息设置为“阻塞态"，暂时停止进程运行
• 将PCB插入相应事件的等待队列

引起进程阻塞的事件

• 需要等待系统分配某种资源
• 需要等待相互合作的其他进程完成工作

进程的唤醒

唤醒原语

• 在事件等待队列中找到PCB
• 将PCB从等待队列移除，设置进程为就绪态
• 将PCB插入就绪队列，等待被调度

引起进程唤醒的事件

• 等待的事件发生（因为什么事情被阻塞，就应该被什么事情唤醒）

进程的切换

切换原语：

• 将运行环境信息存入PCB
• PCB移入相应队列（运行态>就绪态 就绪态>运行态）
• 选择另一个进程执行，并更新其PCB
• 根据PCB恢复新进程所需的运行环境（进程上下文context）

引起进程切换的事件

• 当前进程时间片到
• 有更高优先级的进程到达
• 当前进程主动阻塞
• 当前进程终止

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。
所以，进程通信需要操作系统的支持

共享存储

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

注:通过“增加页表项/段表项”即可将同一片共享内存区映射到各个.进程的地址空间中.
为避免出错，各个进程对共享空间的访问应该是互斥的。各个进程可使用操作系统内核提供的同步互斥工具(如P、V操作)

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。

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
单向 FIFO（循环队列）（与共享存储方式的不同之处）

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. 各进程要互斥地访问管道( 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. 管道中的数据一旦被读出，就彻底消失。因此，当多个进程读同一个管道时，可能会错乱。对此，通常有两种解决方案:①一个管道允许多个写进程，一个读进程 ;②允许有多个写进程，多个读进程，但系统会让各个读进程轮流从管道中读数据(Linux的方案)。

线程

what is 线程 & why we need 线程

还没引入进程之前，系统中各个程序只能串行执行。例如不可以一边听网易云一边进行QQ聊天。引入进程之后就解决了这些问题，而使用QQ时，我们可以同时视频聊天、文字聊天、传送文件。但是进程是程序的一次执行。这些功能显然不可能是由一个程序顺序处理就能实现的。

传统的进程是程序执行流的最小单位
但是有的进程可能需要“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(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)。

线程的属性

• 线程是处理机调度的单位
• 多CPU计算机中，各个线程可占用不同的CPU、
• 每个线程都有一个线程ID、线程控制块(TCB)
• 线程也有就绪、阻塞、运行三种基本状态
• 线程几乎不拥有系统资源
• 同一进程的不同线程间共享进程的资源
• 由于共享内存地址空间，同一进程中的线程间通信甚至无需系统干预
• 同一进程中的线程切换，不会引起进程切换
• 不同进程中的线程切换，会引起进程切换
• 切换同进程内的线程，系统开销很小
• 切换进程，系统开销较大

线程实现方式

用户级线程

历史背景:早期的操作系统(如:早期Unix) 只支持进程，不支持线程。当时的“线程”是由线程库实现的


从代码的角度看，线程其实就是一段代码逻辑。上述三段代码逻辑上可以看作三个“线程”while循环就是-一个最弱智的“线程库”，线程库完成了对线程的管理工作(如调度)
很多编程语言提供了强大的线程库，可以实现线程的创建、销毁、调度等功能。

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

大多数现代操作系统都实现了内核级线程，如Windows、Linux

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看能看到的线程”
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

针对用户级线程和内核级线程的优缺点，把它们结合起来，形成了多线程模型

一对一模型

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

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。

调度

当有一堆任务要处理，但由于资源有限，这些事情没法同时处理。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。

调度的三个层次

高级调度（作业调度）

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：按照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。作业调入时候会建立PCB，调出时才撤销PCB（简化理解：好几个程序需要启动，到底先启动哪个）

低级调度（进程调度/处理机调度）

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。

中级调度（内存调度）

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。

补充：挂起
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

进程调度的时机

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。

不能进行进程调度与切换的情况

1. 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
2. 进程在操作系统内核程序临界区中（但是进程在普通临界区中是可以进行调度、切换的）
3. 在原子操作过程中

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。

进程的切换与过程

“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- -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。

调度算法的评价指标

算法	简介	公式
CPU利用率	指CPU“忙碌”的时间占总时间的比例	忙碌时间/总时间
系统吞吐量	单位时间内完成作业的数量	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。	作业完成时间-作业提交时间
平均周转时间	对于操作系统，更关心系统的整体表现	各作业周转时间之和/作业数
带权周转时间		作业周转时间/作业实际运行的时间
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/0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。
响应时间	指从用户提交请求到首次产生响应所用的时间

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.是否导致饥饿

先来先服务FCFS

• 算法思想：主要从“公平”的角度考虑(类似于我们生活中排队买东西的例子)
• 算法规则：按照作业/进程到达的先后顺序进行服务
• 用于作业调度/进程调度：用于作业调度时，考虑的是哪个作业先到达后备队列;用于进程调度时，考虑的是哪个进程先到达就绪队列
• 是否可抢占：非抢占式的算法
• 优点和缺点
  优点:公平、算法实现简单
  缺点:排在长作业(进程)后面的短作业需要等待很长时
  间，带权周转时间很大，对短作业来说用户体验不好。即，
  FCFS算法对长作业有利，对短作业不利
• 是否导致饥饿：不会

短作业优先SJF

• 算法思想：追求最少的平均等待时间，最少的平均周转时间、最少的平均平均带权周转时间
• 算法规则：最短的作业/进程优先得到服务(所谓“最短’，是指要求服务时间最短)
• 用于作业调度/进程调度：即可用于作业调度，也可用于进程调度。用于进程调度时称为“短进程优先(SPF, Shortest Process First)算法”
• 是否可抢占：SJF和SPF是非抢占式的算法。但是也有抢占式的版本——最短剩余时间优先算法(SRTN, Shortest Remaining Time Next )
• 优点和缺点
  优点:非常优秀的平均等待时间、平均周转时间
  缺点:不公平。对短作业有利，对长作业不利。可能产生饥饿现象。另外，作业/进程的运行时间是由用户提供的，并不一定真实，不一定能做到真正的短作业优先
• 是否导致饥饿：会，如果源源不断的到来短作业，长作业长时间得不到服务

举例SPF：

对比FCFS算法的结果，显然SPF算法的平均等待/周转/带权周转时间都要更低

举例SRTN：

对比非抢占式的短作业优先算法，显然抢占式的指标又要更低

高响应比优先HRRN

FCFS算法是在每次调度的时候选择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

因此高响应比优先算法应运而生

• 算法思想：要综合考虑作业/进程的等待时间和要求服务的时间

• 算法规则：在每次调度时先计算各个作业/进程的响应比，选择响应比最高的作业/进程为其服务
  

• 用于作业调度/进程调度：即可用于作业调度，也可用于进程调度

• 是否可抢占：非抢占式的算法。因此只有当前运行的作业/进程主动放弃处理机时，才需要调度，才需要计算响应比

• 优点和缺点
  综合考虑了等待时间和运行时间(要求服务时间)
  等待时间相同时，要求服务时间短的优先(SJF 的优点)
  要求服务时间相同时，等待时间长的优先(FCFS 的优点)
  对于长作业来说，随着等待时间越来越久，其响应比也会越来越大，从而避免了长作业饥饿的问题

• 是否导致饥饿：不会

时间片轮转调度算法RR

• 算法思想：公平地、轮流地为各个进程服务，让每个进程在一定时间间隔内都可以得到响应

• 算法规则：按照各进程到达就绪队列的顺序，轮流让各个进程执行一个时间片( 如100ms)。若进程未在一个时间片内执行完，则剥夺处理机，将进程重新放到就绪队列队尾重新排队。

• 用于作业/进程调度：用于进程调度(只有作业放入内存建立了相应的进程后，才能被分配处理机时间片)

• 是否可抢占?：若进程未能在时间片内运行完，将被强行剥夺处理机使用权，因此时间片轮转调度算法属于抢占式的算法。由时钟装置发出时钟中断来通知CPU时间片已到。

• 优缺点
  优点:公平;响应快，适用于分时操作系统;
  缺点:由于高频率的进程切换，因此有一定开销;不区分任务的紧急程度。

• 是否会导致饥饿：不会

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续系统会花费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

• 算法思想：随着计算机的发展，特别是实时操作系统的出现，越来越多的应用场景需要根据任务的紧急程度来决定处理顺序

• 算法规则：每个作业/进程有各自的优先级，调度时选择优先级最高的作业/进程

• 用于作业/进程调度：既可用于作业调度，也可用于进程调度。甚至，还会用于I/O调度中

• 是否可抢占?：抢占式、非抢占式都有

• 优缺点
  优点:用优先级区分紧急程度、重要程度，适用于实时操作系统。可灵活地调整对各种作业/进程的偏好程度。
  缺点:若源源不断地有高优先级进程到来，则可能导致饥饿

• 是否会导致饥饿：会

多级反馈队列调度算法

• 算法思想：折中权衡

• 算法规则：
  1.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
  2.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。如果此时已经是在最下级的队列，则重新放回该队列队尾
  3.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

• 用于作业/进程调度：用于进程调度

• 是否可抢占?抢占式的算法。在k级队列的进程运行过程中，若更上级的队列(1~k-1级)中进入了一个新进程，则由于新进程处于优先级更高的队列中，因此新进程会抢占处理机，原来运行的进程放回k级队列队尾。

• 优缺点
  对各类型进程相对公平(FCFS的优点) ;每个新到达的进程都可以很快就得到响应(RR的优点);短进程只用较少的时间就可完成(SPF的优点) ;不必实现估计进程的运行时间(避免用户作假) ;可灵活地调整对各类进程的偏好程度，比如CPU密集型进程、I/0密集型进程(拓展:可以将因I/O而阻塞的进程重新放回原队列，这样I/O型进程就可以保持较高优先级)

• 是否会导致饥饿：会

进程的同步与互斥

同步

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。

异步性会导致一些问题
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。

互斥

回顾：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，又比如打印机、摄像头这样的I/O设备)

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个部分:

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。

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

turn的初值为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访问临界区期间即时切换回P1，P1依然会卡在⑤。
只有在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”

问题：
只能按P0>P1 > P0>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。违反了空闲让进的原则。

双标志先检查

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[i]设为true，之后开始访问临界区。

若按照①⑤②⑥…的顺序执行，PO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，上锁前可能会发生进程切换

双标志后检查

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①⑤②…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。

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（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。以下是用C语言描述的逻辑

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。以下是用C语言描述的逻辑

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。

信号量机制

进程互斥的四种软件实现方式(单标志法、双标志先检查、双标志后检查、Peterson算法 )
进程互斥的三种硬件实现方式(中断屏蔽方法、TS/TSL指 令、Swap/XCHG指 令)
1.在双标志先检查法中，进入区的“检查”、“上锁”操作无法一气呵成，从而导致了两个进程有可能同时进入临界区的问题:
2.所有的解决方案都无法实现“让权等待”

1965年，荷兰学者Dijkstra提出了一种卓有成效的实现进程互斥、同步的方法——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。
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

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。

block：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，并把挂到信号量S的等待队列(即阻塞队列)中

wakeup：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
(信号量的值如果小于0，说明此时有进程在等待这种资源）

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→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。
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>就绪态)。

信号量机制实现进程互斥

1.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)
2.设置互斥信号量mutex，初值为1（理解:信号量mutex表示“进入临界区的名额”）
3.在进入区P(mutex)——申请资源
4.在退出区V(mutex)——释放资源

信号量机制实现进程同步

进程同步:要让各并发进程按要求有序地推进。

比如，P1、P2并发执行，由于存在异步性，因此二者交替推进的次序是不确定的。
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。
这就是进程同步问题，让本来异步并发的进程互相配合，有序推进。

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)

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

信号量机制实现进程的前驱关系

前驱关系问题，本质上就是多级同步问题

进程P1中有句代码S1，P2中有句代码S2，P3中有句代码S3… P6中有句代码S6。这些代码要求按如下前驱图所示的顺序来执行:

其实每一对前驱关系都是一个进程同步问题(需要保证一前一 后 的操作)
因此
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

经典进程同步问题

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。

#define N 100
int count = 0;
void producer(void)
{
	int item;
	while(TRUE)
	{
		item = produce_item();
		if(count == N)					//如果缓冲区满就休眠
		sleep();
		insert_item(item);
		count = count + 1;				//缓冲区数据项计数加1
		if(count == 1)
		wakeup(consumer);
	}
}
 
void consumer(void)
{
	int item;
	while(TRUE)
	{
		if(count == 0)				//如果缓冲区空就休眠
			sleep();
		item = remove_item();
		count = count - 1;			//缓冲区数据项计数减1
		if(count == N - 1)
			wakeup(producer);
		consume_item(item);
	}
}

多生产者多消费者

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

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)

本质上这题也属于“生产者-消费者”问题，更详细的说应该是“可生产多种产品的单生产者-多消费者”

int random; //存储随机数
semaphore offer1=0; //定义信号量对应烟草和纸组合的资源
semaphore offer2=0; //定义信号量对应烟草和胶水组合的资源
semaphore offer3=0; //定义信号量对应纸和胶水组合的资源
semaphore finish=0; //定义信号量表示抽烟是否完成

//供应者
while(1){
    random = 任意一个整数随机数;
    random=random% 3;
    if(random==0)
        V(offerl) ; //提供烟草和纸
    else if(random==l) 
        V(offer2);  //提供烟草和胶水
    else
        V(offer3)  //提供纸和胶水
    // 任意两种材料放在桌子上，并等待抽烟者抽烟后将finish设置为1
    P(finish);//抽烟者已经使用完材料，需要继续提供材料
}

//拥有烟草者
while(1){
    P (offer3);
    // 拿纸和胶水，卷成烟，抽掉;
    V(finish);
}

//拥有纸者
while(1){
    P(offer2);
    // 烟草和胶水,卷成烟，抽掉；
    V(finish);
}

//拥有胶水者
while(1){
    P(offer1);
    // 拿烟草和纸，卷成烟，抽掉;
    v(finish);
}

读者写者问题

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。

只要有源源不断的读进程存在，写进程就要一直阻塞等待，可能会造成“饿死”，在上述的算法中，读进程是优先的，那么应该怎么样来改造呢？

新加入一个锁变量w，用于实现“写优先”！

读者写者问题为我们解决复杂的互斥问题提供了一个参考思路。
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的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”，自然应该想到用互斥信号量。
最后，还要认真体会我们是如何解决“写进程饥饿”问题的。绝大多数的考研PV操作大题都可以用之前介绍的几种生产者消费者问题的思想来解决，如果遇到更复杂的问题，可以想想能否用读者写者问题的这几个思想来解决。

哲学家进餐问题

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。

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其中间筷子的访问是互斥关系。

整理思路。这个问题中只有互斥关系，但与之前遇到的问题不同的事，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。

如何防止死锁的发生呢？
①可以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。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
②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奇偶号哲学家都想吃饭，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。

管程

进程互斥与同步实现时如果使用信号量机制，存在编写程序困难、易出错的问题
为了设计一种机制，让程序员写程序时不需要再关注复杂的PV操作，让写代码更轻松，管程出现了！
管程：一种高级的同步机制

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（函数）;
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。

用管程解决生产者消费者问题

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”——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。

monitor ProducerConsumer
	condition full, empty; // 条件变量用来实现同步(排队)
	int count=0; /A缓冲区中的产品数
	void insert (Item item) { //把产品item放入缓冲区
		if (count == N) 
			wait (full);
		count++;
		insert_ item (item);
		if (count == 1)
			signal(empty);
	}
	Item remove () { //从缓冲区中取出一 个产品
		if (count == 0)
			wait (empty); 
		count- - - ;
		if (count == N-1)
			signal(full);
		return remove_ item();
	}
end monitor;


//生产者进程
producer (){
	while(1){
		item =生产-一个产品
		ProdecerConsumer. insert (item) ;
	}
}

//消费者进程
consumer (){
	while(1){
		item = ProdecerConsumer. remove ();
		消费产品item;
	}
}

由编译器负责实现各进程互斥地进入管程中的过程

Java中类似于管程的机制

Java中，如果用关键字synchronized来描述一个函数， 那么这个函数同一时间段内只能被一个线程调用

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“死锁发生死锁后若无外力干涉，这些进程都将无法向前推进。

概念辨析：

• 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

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，链中的每一个进程己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)

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。

预防死锁

1. 破坏互斥条件：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SPO0Ling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。

2. 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。
   2.释放已获得的资源可能造成前- -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。

3. 破坏请求和保持条件
   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。
   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。

4. 破坏循环等待条件
   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;

避免死锁（银行家算法）

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

数据结构:
长度为m的一维数组Available表示还有多少可用资源
nm矩阵Max表示各进程对资源的最大需求数
nm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的一位数组Request表示进程此次申请的各种资源数

银行家算法步骤:
①检查此次申请是否超过了之前声明的最大需求数
②检查此时系统剩余的可用资源是否还能满足这次请求
③试探着分配，更改各数据结构
④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

死锁的检测和解除

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。

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的历史信息，设置还原点。