操作系统笔记四进程管理进程同步

Posted 2021-09-19 Lora青蛙

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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了操作系统笔记四进程管理进程同步相关的知识，希望对你有一定的参考价值。

（笔记根据王道、天勤参考书及视频总结）

文章目录

进程同步的基本概念

进程同步：在多道程序环境下，进程是并发执行的，不同进程之间存在着不同的相互制约关系。
临界资源
多道程序系统中存在许多进程，它们共享各种资源，然而有很多资源一次只能供一个进程使用。一次仅允许一个进程使用的资源称为临界资源。许多物理设备都属于临界资源，如输入机、打印机、磁带机等。
对临界资源的访问，必须互斥地进行，在每个进程中，访问临界资源的那段代码称为临界区。

// 为了保证临界资源的正确使用，可以将临界资源的访问分为4个部分
do {
  entry section;    // 进入区（检查进程是否可以进入临界区）
  critical section; // 临界区（访问临界资源的那段代码）
  exit section;     // 退出区（清除正在访问临界区的标志）
  remainder section;// 剩余区（剩余代码）
} while(true)

同步

互斥

区分互斥和同步只需记住，只要是同类进程即为互斥关系，不同类进程即为同步关系，例如消费者和消费者就是互斥关系，消费者和生产者就是同步关系。

实现临界区互斥的基本方法

1.软件实现方法
在进入区设置和检查一些标志来表明是否有进程在临界区中，如果已有进程在临界区，则在进入区通过循环检查进行等待，进程离开临界区后则在退出区修改标志。

算法一：单标志法（违背“空闲让进”）
该算法设置一个公用整型变量turn，用于指示被允许进入临界区的进程编号，即若turn = 0 ，则允许p0 进程进入临界区。该算法可确保每次只允许一个进程进入临界区。但两个进程必须交换进入临界区，如果某个进程不再进入临界区了，那么另一个进程也将无法进入临界区（违背“空闲让进”）。这样很容易造成资源利用不充分。
若p0顺利进入临界区并从临界区离开，那么此时临界区是空闲的，但p1 并没有进入临界区的打算，turn = 1 一直成立，p0 就无法再次进入临界区了（一直被 while 死循环困住）。

算法二：双标志法先检查（违背“忙则等待”）
该算法的基本思想是在每一个进程访问临界区资源之前，先查看一下临界区资源是否正被访问，若正被访问，该进程需等待；否则，进程才进入自己自己的临界区。为此，设置一个数据 flag[ i ] ，如第i个元素值为 FALSE ，表示Pi进程未进入临界区，值为 TRUE ，表示Pi进程进入临界区。

优点：不用交替进入，可连续使用。
缺点：Pi 进程和 Pj进程可能同时进入临界区。检查和修改操作不能一次进行。

算法三：双标志法后检查（会导致“饥饿”现象）
算法二是先检查对方进程状态标志后，再置自己的标志，由于在检查和放置中可插入另一个进程到达时的检测操作，会造成两个进程在分别检查后，同时进入临界区。为此，算法三采用先设置自己标志为 TRUE 后，再检测对方状态标志，若对方标志位 TRUE，则进程等待；否则进入临界区。

当两个进程几乎同时都想进入临界区时，它们分别将自己的标志值 flag 设置为 TRUE ，并且同时检测对方的状态（执行 while 语句），发现对方也要进入临界区，于是双方互相谦让，结果谁也进不了临界区，从而导致“饥饿”现象。

算法四：Peterson’s Algorithm（皮特森算法：单标志法和双标志法后检查的结合）
为了防止两个进程为进入临界区而无限期等待，又设置变量 turn ，，每个进程在设置自己标志后再设置 turn 标志。这时，再同时检测另一个进程状态标志和不允许进入标志，这样可以保证当进程同时要求进入临界区，只允许一个进程进入临界区。
具体如下：考虑进程 Pi ，一旦它设置 flag[ i ] = true ,表示它想要进入临界区，同时 turn = j ,此时如果进程 Pj 已经在临界区中，则符合进程Pi 的while循环条件，则Pi 不能进入临界区。而如果 Pj 进程没要进入临界区，即 flag[ j ] = FALSE ，循环条件不符合，则 Pi 进程可以顺利进入，反之亦然，本算法的基本思想是：算法一和算法三的结合。利用 flag 解决临界资源的互斥访问，而利用 turn 解决“饥饿”现象。

2.硬件实现方法
计算机提供了特殊的硬件指令，允许对一个字中的内容进行检测和修正，或者是对两个字的内容进行交换等。通过硬件支持实现临界区问题的低级方法或称为元方法。
（1）中断屏蔽方法
（2）硬件指令方法

信号量

P操作相当于申请资源，V操作相当于释放资源。

信号量的分类
1.整型信号量

2.记录型信号量
在整型信号量机制中的wait操作，只要是信号量S<=0,就会不断测试。因此，该机制并未遵循“让权等待”准则，而是使进程处于“忙等”状态。记录型信号量机制则是一种不存在“忙等”现象的进程同步机制。
但在采取了“让权等待”的策略后，又会出现多个进程等待访问同一个临界资源的情况。为此，在信号量机制中，除了需要一个用于代表资源数目的整型变量value外，还应该增加一个进程链表指针L，用于链接上述的所有等待进程。记录型信号量是由于它采用了记录型的数据结构而得名的。
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，放弃处理机，并插入到信号量链表S.L 中。该机制遵循了“让权等待”准则。此时 S.value 的绝对值表示在该信号量链表中已阻塞进程的数目
若加1后仍是S.value≤0，则表示在该信号量链表中，仍有等待该资源的进程被阻塞，故还应调用wakeup原语，将S.L链表中的第一个等待进程唤醒
注意边界条件，小于等于0，意思就是只要之前有等待的进程，加一后可以满足一个等待进程的资源请求，所以就唤醒一个等待进程。
如果S.value的初值为1，表示只允许一个进程访问临界资源，此时的信号量转化为互斥信号量，用于进程互斥。

信号量的应用

经典同步问题

进程同步问题历来是操作系统考核的重点，基本以三种经典同步习题及其衍生问题为主要考察内容。

生产者-消费者问题

生产者-消费者问题是著名的进程同步问题。它描述的是一组生产者向一组消费者提供产品，他们共享一个有界缓冲区，生产者向其中投入产品，消费者从中取走产品。
这个问题是许多相互合作进程的一种抽象。如，在输入时，输入进程是生产者，计算进程是消费者；在输出时，计算进程是生产者，打印进程是消费者。

为解决这一问题，应当设置两个同步信号量：
一个说明空缓冲区数目，用empty表示，初值为有界缓冲区大小n；
另一个说明满缓冲区数目（即产品数目），用full表示，初值为0。
此外，还需要设置一个互斥信号量mutex，初值为1，以保证多个生产者或者消费者互斥地访问缓冲池。

Semaphore full=0;//满缓冲区数目
Semaphore empty=n;//空缓冲区数目
Semaphore mutex=1;//对有界缓冲区进行操作的互斥信号量
Producer()
{
while(true)
{
Produce an item put in nextp;//nextp为临时缓冲区
P(empty);//申请一个空缓冲区
P(mutex);//申请使用缓冲池
将产品放入缓冲池
V(mutex);//缓冲池使用完毕，释放互斥信号量
V(full);//增加一个满缓冲区
｝
｝
Consumer()
{
while(true)
P(full);//申请一个满缓冲区
P(mutex);//申请使用缓冲池
取出产品
V(mutex);//缓冲池使用完毕，释放互斥信号量
V(empty);//增加一个空缓冲区
Consumer the item in nextc;//消费掉产品
}
}