王道操作系统OS进程管理

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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了王道操作系统OS进程管理相关的知识，希望对你有一定的参考价值。

✍、 目录导图

操作系统OS进程管理

1、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

  1. 关系分析。找出它们之间的同步、互斥关系。

    两类进程：写进程、读进程

    互斥关系：写进程和写进程互斥、写进程和读进程互斥。读进程和读进程不存在互斥关系。

  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)

semphore rw=1;		// 用于实现对共享文件的互斥访问
int count = 0;		// 记录当前有几个读进程在访问文件
semaphore mutex = 1;	// 用于保证对 count 变量的互斥访问

writer()
    while(1)
        P(rw);		// 写之前先"加锁"
        写文件;
        V(rw);		// 写完了"解锁"
    


reader()
    while(1)
        P(mutex);		//	各读进程互斥访问count
        if(count==0)	// 由第一个读进程负责
            P(rw);			// 读之前"加锁"
        
        count++;		// 访问文件的读进程数+1
        V(mutex);		
        读文件;
        P(mutex);		// 各读进程互斥访问count
        count--;		// 访问文件的读进程数-1
        if(count==0)	// 由最后一个读进程负责
            V(rw);		// 读完了"解锁"

写者进程要做的就是不断的写文件，而读者进程就是不断的读文件，由于写者和读者之间需要互斥的访问文件这个共享资源，所以写者在写文件之前需要执行P(rw)操作加锁文件，在写完文件之后执行V(rw)操作解锁文件。这种方案会导致读者和读者之间不可以同时访问文件，所以我们加入count 信号量，count 记录当前有几个读进程正在访问文件。所以当读进程在进行P(rw)加锁之前会进行检查，检查自己是不是第一个想要读这个文件的进程，如果自己是第一个读进程的话，那么就会执行P(rw)操作。之后执行 count++ 操作表示当前正在访问文件的读进程数+1，而当一个读进程读完文件之后它需要对访问文件的读进程数 count-- 操作表示此时访问文件的读进程数-1，之后再对count的值进行判断，如果 count 的值变为了0那么就说明此时没有别的读进程正在读这个文件，所以需要对文件进行解锁。

由第一个读进程负责加锁，由最后一个读进程负责解锁。

若两个读进程并发执行，则count=0时两个进程也许都满足if条件，都会执行P(rw)，从而使第二个读进程阻塞的情况，如何解决：出现上述问题的原因在于对count变量的检查和赋值无法一气呵成，因此可以设置另一个互斥信号量来保证各读进程对count的访问是互斥的。

潜在的问题：只要有读进程还在读，写进程就要一直阻塞等待，可能"饿死"。因此，这种算法中，读进程是优先的。

分析：假设此时有一个读进程正在读文件，那么此时 count 的值是1，此时如果有写进程到达的话，因为第一个读进程已经执行了P(rw)加锁操作，rw的值为0，所以写进程会一直卡在P(rw)这里，但是此时如果有另一个读进程到来，由于count的值为1，所以会跳过检查 count 的值，从而直接执行读文件的操作，如果有源源不断的读进程到来的话，那么都可以跳过检查count的值，都可以开始读文件，由于只有最后一个读进程读完文件之后执行V(rw)操作解锁，所以写进程可能会一直阻塞。

解决方法如下：

semphore rw=1;		// 用于实现对共享文件的互斥访问
int count = 0;		// 记录当前有几个读进程在访问文件
semaphore mutex = 1;	// 用于保证对 count 变量的互斥访问
sempahore w = 1;		// 用于实现写优先


writer()
    while(1)
        P(w);
        P(rw);		// 写之前先"加锁"
        写文件;
        V(rw);		// 写完了"解锁"
        V(w);
    


reader()
    while(1)
        P(w);
        P(mutex);		//	各读进程互斥访问count
        if(count==0)	// 由第一个读进程负责
            P(rw);			// 读之前"加锁"
        
        count++;		// 访问文件的读进程数+1
        V(mutex);
        V(w);
        读文件;
        P(mutex);		// 各读进程互斥访问count
        count--;		// 访问文件的读进程数-1
        if(count==0)	// 由最后一个读进程负责
            V(rw);		// 读完了"解锁"

再设置一个互斥信号量w，这个信号量用于实现写优先。

例如有两个读者进程并发运行，第一个读进程在检查 count 值的时候发生了进程调度，第二个读进程会在P(w)阻塞，直到第一个读进程执行了V(w)操作，第二个读进程才有可能被唤醒，并且第二个进程不需要判断 count 的值，所以这样就可以保证两个读进程可以同时读文件。

例如有两个写进程并发运行，第一个写进程在执行P(w)和P(rw)之后，w和rw的值都为0，所以第二个写进程会被阻塞在P(w)这个互斥信号量这，直到第一个写进程写完文件之后执行V(w)和V(rw)之后，第二个写进程才有可能来写这个文件。所以两个写进程并发运行可以实现互斥的写文件。

例如有一个写进程在运行，执行P(w)之后w的值为0，此时发生进程调度，读进程运行会被卡在P(w)处，直到写进程执行了V(w)之后，读进程才有可能进行读文件，所以读者和写者之间互斥访问这个文件。

结论：在这种算法中，连续进入的多个读者可以同时读文件；写者和其他进程不能同时访问文件；写者不会饥饿，但也并不是真正的"写优先",而是相对公平的先来先服务原则。

2、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。

  1. 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。
  2. 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是，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。
  3. 信号量设置。定义互斥信号量数组 chopstick[5]=1,1,1,1,1 用于实现对5个筷子的互斥访问。并对哲学家按 0~4 编号，哲学家i左边的筷子编号位i，右边的筷子编号位 (i+1)%5。

如何防止死锁的发生呢？

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()
    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;

可以设置一个互斥信号量 mutex,可以在哲学家拿筷子之前和拿筷子之后分别执行P(mutex)和V(mutex) 操作。假设0号哲学家要吃饭，先执行P(mutex)使mutex值为0，然后执行P(chopstick[i]) 拿到左边的筷子，假如此时发生进程调度，2号哲学家要进餐，执行P(mutex)会被阻塞，直到0号哲学家执行V(mutex)操作之后，才会唤醒2号哲学家

3、管程

3.1、为什么要引入管程

信号量机制存在的问题：编写程序困难、易出错。而管程是一种高级同步机制，可以解决这个问题。

3.2、管程的定义和基本特征

管程是一种特殊的软件模块，由这些部分组成：

  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(过程其实就是函数)
  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。(简单理解：管程内定义的共享数据只能由管程内的函数所修改)
  3. 每次仅允许一个进程在管程内执行某个内部过程(简单理解：管程当中定义了很多函数，但是同一时刻肯定只有一个进程在使用管程当中的某一个函数)

引入管程的目的无非就是想要更方便的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。

3.3、扩展:java中类似于管程机制

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。

static class monitor
    private Item buffer[] = new Item[N];
    private int count = 0;
    
    // 每次只能有一个线程进入 insert 函数,如果多个线程同时调用insert函数,则后来着需要排队等待
    public synchronized void insert(Item item)
        .....

3.4、小结

管程其实就是运用封装的思想，把进程同步、互斥这些复杂的细节隐藏在了管程定义的那些函数之内，而对外只提供一个简单易用的函数调用的接口。

4、死锁

4.1、什么是死锁

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。

4.2、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。

共同点区别
死锁死锁一定是"循环等待对方手里的资源"导致的,因此如果有死锁现象,那至少有两个或两个以上的进程同时发生死锁。另外，发生死锁的进程一定处于阻塞态。
饥饿都是进程无法顺利向前推进的现象
(故意设计的死循环除外)		**可能只有一个进程发生饥饿。**发生饥饿的进程既可能是阻塞态(如长期得不到需要的I/O设备)，也可能是就绪态(长期得不到处理机)
死循环可能只有一个进程发生死循环，死循环的进程可以上处理机运行(可以是运行态)，只不过无法像期待的那样顺利推进。死锁和饥饿问题是由于操作系统分配资源的策略不合理导致的，而死循环是由代码逻辑的错误导致的。死锁和饥饿是管理者(操作系统)的问题，死循环是被管理者的问题。

4.3、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条件了。

4.4、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。

4.5、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。

4.6、小结

5、死锁的处理策略

5.1、预防死锁

5.1.1、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。

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。

5.1.2、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。

破坏不剥夺条件两个方案：

  1. 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。
  2. 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。

5.1.3、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。

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。

5.1.4、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。

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。

5.1.5、小结

5.2、避免死锁

5.2.1、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。

5.2.2、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。

比如：系统中有5个进程P0~P4，3种资源R0 ~ R2，初始数量为(10,5,7),则某一时刻的情况可表示如下：

此时总共已分配(7,2,5),还剩余(3,3,2),可把最大需求、已分配的数据看作矩阵，两矩阵相减，就可算出各进程最多还需要多少资源了。

此时系统是否处于安全状态？思路：尝试找出一个安全序列：

依次检查剩余可用资源(3,3,2)是否能满足各进程的需求，我们可以用(3,3,2)与各个进程的最多还需要资源数进行对比：

先和P0对比，发现(7,4,3)>(3,3,2),剩余可用资源满足不了P0的最大需要资源。

之后和P1对比，发现(1,2,2)<(3,3,2),剩余可用资源满足P1的最大需要资源。如果优先把资源分配给P1，那P1一定是可以顺利执行结束的，等P1结束了就会归还资源，于是，资源数就可以增加到(2,0,0)+(3,3,2)=(5,3,2),所以P1满足需求，将P1假如安全序列，并更新剩余可用资源值为(5,3,2)，依次检查剩余可用资源(5,3,2)是否能满足剩余进程(不包括已假如安全序列的进程)的需求：

可满足P3需求，将P3加入安全序列，并更新剩余可用资源值为(7,4,3),依次检查剩余可用资源。以此类推，共五次循环检查即可将5个进程都加入安全序列中，最终可得一个安全序列。该算法称为安全性算法。

实际做题时，手算可用更快速的方法找到一个安全序列：

经对比发现，(3,3,2)可满足P1、P3，说明无论如何，这两个进程的资源需求一定是可以依次被满足的，因此P1、P3一定可以顺利的执行完，并归还资源。可把P1、P3先加入安全序列。此时更新剩余可能资源数 (2,0,0)+(2,1,1)+(3,3,2)=(7,4,3)

剩下的P0、P2、P4都可被满足。同理，这些进程都可以加入安全序列。

于是，5个进程全部加入安全序列，说明此时系统处于安全状态，暂不可能发生死锁。

我们来看一下银行家算法的代码实现：

假设系统中有n个进程，m种资源。每个进程在运行前先声明对各种资源的最大需求数，则可用一个 n*m 的矩阵(可用二维数组实现)表示所有进程对各种资源的最大需求数。不妨称为最大需求矩阵Max。同理，系统可以用一个 n * m的分配矩阵Allocation表示对所有进程的资源分配情况。Max-Allocation = Need 矩阵，表示各进程最多还需要多少各类资源。另外，还要用一个长度为m的一维数组 Available 表示当前系统种还有多少可用资源。某进程Pi向系统申请资源，可用一个长度为m的一维数组 Requesti 表示本次申请的各种资源量。

可用银行家算法预判本次分配是否会导致系统进入不安全状态。

  1. 如果Requesti[j] ≤ Need[i,j] (0≤j≤m)便转向2，否则认为出错
  2. 如果Requesti[j] ≤ Available[j] (0≤j≤m)便转向3，否则表示尚无足够资源，Pi必须等待
  3. 系统试探着把资源分配给进程Pi，并修改相应的数据(并非真的分配，修改数值只是为了做预判)
    • Available = Available - Requesti
    • Allocation[i,j] = Allocation[i,j] +Requesti[j]
    • Need[i,j] = Need[i,j] -Requesti[j]
  4. 操作系统执行安全性算法，检查此次资源分配后，系统是否处于安全状态。若安全，才正式分配，否则，恢复相应数据，让进程阻塞等待。

​

5.2.3、小结

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的一维数组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

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，并把改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。

5.3、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。

5.3.1、死锁的检测

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

例如上图中，

  • 进程结点是P1、P2，资源结点是R1、R2。

  • R1资源有3个，R2资源有2个。

  • P1指向R2，代表请求边，R1指向P1，代表分配边。上图中P1进程正在请求一个R2资源，P2进程正在请求一个R1资源。已经给P1分配了2个R1资源，给P2分配了1个R1资源。

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。

如上图，P1进程请求1个R2资源，而R2资源只被分配给P2一个，所以P1的请求可以被满足。P1进程不会被阻塞，但是P2进程此时请求1个R1资源，但是R1资源已经被分配给P1两个，P2一个，所以P2进程的请求不能被满足，P2进程会被阻塞。但是P1执行完之后就会将所有资源全部归还给系统，此时会激活P2进程，P2进程的请求可以被满足。

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。

5.3.2、死锁的解除

一旦检测出死锁的发生，就应该立即解除死锁。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。

5.3.3、小结

以上是关于王道操作系统OS进程管理的主要内容，如果未能解决你的问题，请参考以下文章

王道操作系统OS进程管理

(王道408考研操作系统)第二章进程管理-第二节2：调度算法评价指标

(王道408考研操作系统)第二章进程管理-第二节3：调度算法详解1（FCFSSJF和HRRN）

进程管理(二[2])

(王道408考研操作系统)第二章进程管理-第四节3：死锁处理策略之检测和解除

(王道408考研操作系统)第二章进程管理-第三节3：实现进程互斥的硬件方法