【操作系统】2、进程管理

文章目录

二、进程管理
- 2.1 进程、线程的基本概念
- - 2.1.1 进程的组成和特性
  - 2.1.2 进程的状态和转换
  - 2.1.3 进程控制(理解)
  - 2.1.4 线程的概念
  - 2.1.5 线程的实现方式
  - - 2.1.5.1 用户级线程
    - 2.1.5.2 内核级线程
    - 2.1.5.3 多线程模式
  - 2.1 6 线程的状态与转换
- 2.2 进程同步
- - 2.2.1 概念
  - 2.2.2 进程互斥的实现方法
  - - 2.2.2.1 软件实现方法
    - 2.2.2.2 硬件实现方法
  - 2.2.3 ==信号量机制==
  - - 2.2.3.1 整形信号量
    - 2.2.3.2 记录性信号量
    - 2.2.3.3 信号量实现
  - 2.2.4 ==经典同步问题==
  - - 2.2.4.1 生产者-消费者问题
    - 2.2.4.2 多生产者-多消费者问题
    - 2.2.4.3 吸烟者问题
    - 2.2.4.4 读者写者问题
    - 2.2.4.5 哲学家进餐问题
- 2.3 进程通信
- - 2.3.1 进程通信的概念
  - 2.3.2 共享存储通信方式
  - 2.3.3 消息传递通信方式
  - 2.3.4 管道通信方式
- 2.4 进程的调度
- - 2.4.1 调度的概念和层次
  - 2.4.2 调度算法的评价指标
  - 2.4.3 ==调度算法==
  - - 2.4.3.1 先来先服务调度算法
    - 2.4.3.2 短作业(短进程、短线程)优先调度算法
    - 2.4.3.3 时间片轮转调度算法
    - 2.4.3.4 优先级调度算法
- 2.5 死锁
- - 2.5.1 死锁的概念
  - - ~~2.5.1.1 死锁、饥饿、死循环的区别~~
    - 2.5.1.2 死锁的形成原因
    - 2.5.1.3 死锁产生的必要条件
    - ~~2.5.1.4 死锁的处理策略~~
  - 2.5.2 死锁预防
  - 2.5.3 ==死锁避免==
  - - 2.5.3.1 安全序列
    - 2.5.3.2 银行家算法
  - 2.5.4 死锁检测和解除
  - - 2.5.4.1 死锁检测
    - 2.5.4.2 死锁解除

二、进程管理

进程、线程的基本概念以及两者的区别；
进程控制块、进程的状态与转换；
进程同步的基本概念，实现临界区互斥的基本方法，信号量机制及P、 V操作，了解经典同步问题，并通过信号量机制解决进程同步问题；
进程间通信，包括共享存储系统、消息传递系统、管道；
进程调度的基本准则，典型调度算法：先来先服务调度算法、短作业(短进程、短线程)优先调度算法、时间片轮转调度算法、优先级调度算法；
死锁的形成原因与必要条件，死锁预防、死锁避免、死锁检测和解除。

2.1 进程、线程的基本概念

2.1.1 进程的组成和特性

程序：是静态的，就是个存放在磁盘里的可执行文件，如：QQ.exe。

进程：是动态的，是程序的一次执行过程，如：可同时启动多次QQ程序。

同一个程序多次执行会对应多个进程

PID：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（ProcessID，进程ID）
可用于实现操作系统对资源的管理：记录给进程分配了哪些资源（如：分配了多少内存、正在使用哪些I/O设备）
实现操作系统对进程的控制、调度：记录进程的运行情况（如：CPU使用时间、磁盘使用情况、网络流量使用情况等）

这些信息都被保存在一个数据结构PCB（ProcessControlBlock）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

程序是静态的，进程是动态的，相比于程序，进程拥有以下特征：

2.1.2 进程的状态和转换

进程的五种状态：创建态、就绪态、运行态、阻塞态、终止态。

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PCD。
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。
运行态：如果一个进程此时在CPU上运行，那么这个进程处于“运行态”。CPU会执行该进程对应的程序（执行指令序列）。
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）。在这个事件发生之前，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”。
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，并回收内存空间等资源，最后还要回收该进程的PCB。当终止进程的工作完成之后，这个进程就彻底消失了。

进程状态的转换

进程的组织——链接方式

进程的组织——索引方式

2.1.3 进程控制(理解)

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：进程控制就是要实现进程状态转换。

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。

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。

2.1.4 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。可以把线程理解为“轻量级进程”。

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），线程则作为处理机的分配单元。

2.1.5 线程的实现方式

2.1.5.1 用户级线程

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）
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。
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”。
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。

2.1.5.2 内核级线程

内核级线程的管理工作由操作系统内核完成。
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。
操作系统会为每个内核级线程建立相应的TCB（ThreadControlBlock，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”。
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。

2.1.5.3 多线程模式

在支持内核级线程的系统中，根据用户级线程和内核级线程的映射关系，可以划分为几种多线程模型。

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。

优点：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线程库户进程占用太多内核级线程，开销太大的缺点。

内核级线程中可以运行任意一个有映射关系的用户级线程代码，只有两个内核级线程中正在运行的代码逻辑都阻塞时，这个进程才会阻塞

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

因此只有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。一段“代码逻辑”只有获得了“运行机会”才能被CPU执行

2.1 6 线程的状态与转换

线程与进程的转换几乎一模一样，甚至更简单

2.2 进程同步

2.2.1 概念

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。

操作系统要提供“进程同步机制”来解决异步问题，有的进程之间需要相互配合地完成工作，各进程的工作推进需要遵循一定的先后顺序。

进程互斥

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。

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。

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：

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；
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；
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）；
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。

2.2.2 进程互斥的实现方法

2.2.2.1 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“。

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。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。

若按照①⑤②⑥③⑦….的顺序执行，P0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，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**。

两个进程都争着想进入临界区，但是谁也不让谁，最后谁都无法进入临界区。

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。

进入区:1.主动争取；2.主动谦让；3.检查对方是否也想使用，且最后一次是不是自己说了“客气话”。

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。

2.2.2.2 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。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。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。

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”。

2.2.3 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。

2.2.3.1 整形信号量

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；
“检查”和“上锁”一气呵成，避免了并发、异步导致的问题；
存在的问题：不满足“让权等待”原则，会发生“忙等“。

Eg：某计算机系统中有一台打印机…

2.2.3.2 记录性信号量

原因：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。

在考研题目中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”。

S.value的初值表示系统中某种资源的数目。

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）

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；
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。

P0—>P1—>P2—>P3依次分配资源，剩余资源数-2，等待队列P2，P3；
CPU处理P0进程，P0释放资源，剩余资源数-1，唤醒等待队列P2；
CPU处理P2进程，P2释放资源，剩余资源数0，唤醒等待队列P3；
CPU处理P1进程，P1释放资源，剩余资源数1，等待队列为NULL，无需唤醒；
CPU处理P3进程，P3释放资源，剩余等待数2，等待队列为NULL，无需唤醒。

2.2.3.3 信号量实现

信号量机制实现进程互斥
信号量机制实现进程同步
信号量机制实现前驱操作

P(S)——申请一个资源S，如果资源不够就阻塞等待

V(S)——释放一个资源S，如果有进程在等待该资源，则唤醒一个进程

Tips：不要一头钻到代码里，要注意理解信号量背后的含义，一个信号量对应一种资源

信号量的值=这种资源的剩余数量（信号量的值如果小于0，说明此时有进程在等待这种资源）

信号量机制实现进程互斥

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）
设置互斥信号量mutex，初值为1
在进入区P(mutex)——申请资源
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)会导致资源永不被释放，等待进程永不被唤醒。

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。

用信号量实现进程同步：

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）
设置同步信号量S，初始为0
在**“前操作”之后执行V(S)**
在**“后操作”之前执行P(S)**

理解：信号量S代表“某种资源”，刚开始是没有这种资源的。P2需要使用这种资源，而又只能由P1产生这种资源

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

信号量机制实现前驱操作

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，

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

互斥关系：在临界区前后分别 P V

同步关系：前 V 后 P

2.2.4 经典同步问题

2.2.4.1 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）

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（生产者生产），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（消费者消费），否则必须等待。

缓冲区是临界资源，各进程必须互斥地访问。

PV操作题目分析步骤：

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。
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。
设置信号量。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）

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。

易错点：实现互斥和实现同步的两个P操作的先后顺序（死锁问题）

2.2.4.2 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。

semaphore mutex=1;//实现互斥访问盘子（缓冲区）
semaphore apple=0;//盘子中有几个苹果
semaphore orange=0;//盘子中有几个橘子
semaphore plate=1;//盘子中还可以放多少个水果

潜在问题

本题可以不使用互斥信号量：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。

如果缓存区容量为2：父亲P(plate)，可以访问盘子—>母亲P(plate)，可以访问盘子—>父亲在往盘子里放苹果，同时母亲也可以往盘子里放橘子。于是就出现了两个进程同时访问缓冲区的情况，有可能导致两个进程写入缓冲区的数据相互覆盖的情况。

**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。**否则会引发“死锁”。

2.2.4.3 吸烟者问题

本质上这题也属于“生产者-消费者”问题，更详细的说应该是“可以生产多个产品的单生产者-多消费者”。

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）

semaphore offer1=0;//桌上组合一的数量
semaphore offer2=0;//桌上组合二的数量
semaphore offer3=0;//桌上组合三的数量
semaphore finish=0;//抽烟是否完成
inti=0;//用于实现“三个抽烟者轮流抽烟”

2.2.4.4 读者写者问题

同步问题主要参考生产者消费者问题，互斥问题参考读者写者问题

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—写进程、写进程—读进程。读进程与读进程不存在互斥问题。

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。

2.2.4.5 哲学家进餐问题

多个临界资源的分配

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。

限制条件

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。

③仅当一个哲学家左右两支筷子都可用时才允许他抓起筷子。

semaphore chopstick[5]={1,1,1,1,1};
semaphore mutex=1;                                 //互斥地取筷子Pi(){                                   //i号哲学家的进程while(1){P(mutex);P(chopstick[i]);                                //拿左P(chopstick[(i+1)%5]);                 //拿右V(mutex);吃饭…V(chopstick[i]);                                //放左V(chopstick[(i+1)%5]);                 //放右思考…}
}

哲学家进餐问题的关键在于解决进程死锁。

这些进程之间只存在互斥关系，但是与之前接触到的互斥关系不同的是，每个进程都需要同时持有两个临界资源，因此就有“死锁”问题的隐患.

2.3 进程通信

2.3.1 进程通信的概念

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。

2.3.2 共享存储通信方式

设置一个共享内存区域，并映射到进程的虚拟地址空间
要互斥地访问共享空间（由通信进程自己负责实现互斥）

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。
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。

2.3.3 消息传递通信方式

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。

消息头包括：发送进程ID、接受进程ID、消息长度等格式化的信息。
消息体：具体的一个进程要传给另一个进程的消息。

消息传递分为直接通信方式和间接通信方式两种方式：

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”。

2.3.4 管道通信方式

“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。（原理同循环队列）

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。
各进程要互斥地访问管道（由操作系统实现）
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。
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。
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（2014年408真题高教社官方答案）；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）。

2.4 进程的调度

2.4.1 调度的概念和层次

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。——简化理解：好几个程序需要启动，到底先启动哪个。

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。

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。

2.4.2 调度算法的评价指标

CPU利用率：指CPU“忙碌”的时间占总时间的比例
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。
- 平均周转时间
- 带权周转时间：
- 平均带权周转时间
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。
响应时间：指从用户提交请求到首次产生响应所用的时间。

2.4.3 调度算法

2.4.3.1 先来先服务调度算法

2.4.3.2 短作业(短进程、短线程)优先调度算法

2.4.3.3 时间片轮转调度算法

2.4.3.4 优先级调度算法

高响应比优先算法

多级反馈队列调度算法

2.5 死锁

2.5.1 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。

2.5.1.1 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。

2.5.1.2 死锁的形成原因

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。
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。
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。

2.5.1.3 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）

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

2.5.1.4 死锁的处理策略

预防死锁。破坏死锁产生的四个必要条件中的一个或几个。
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）
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。

2.5.2 死锁预防

破坏互斥条件

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

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。
破环不剥夺条件

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。

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）

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。

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。

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。

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

2.5.3 死锁避免

2.5.3.1 安全序列

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。这也是“银行家算法”的核心思想。

2.5.3.2 银行家算法

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。

数据结构：

长度为m的一维数组Available表示还有多少可用资源
n*m 矩阵Max表示各进程对资源的最大需求数
n*m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：

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

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。

2.5.4 死锁检测和解除

2.5.4.1 死锁检测

为了能对系统是否已发生了死锁进行检测，必须：

用某种数据结构来保存资源的请求和分配信息；
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：

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。
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。

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。

2.5.4.2 死锁解除

一旦检测出死锁的发生，就应该立即解除死锁。

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。

解除死锁的主要方法有：

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。
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。
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。