(王道408考研操作系统)第二章进程管理-第三节4：信号量机制（整型记录型信号量和PV操作）

Posted 2021-12-10 我擦了DJ

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• 一：信号量是什么
• 二：整型信号量
• 三：记录型信号量

可以看出，不管是进程互斥的软件实现方法还是硬件实现方法，他们都无法解决“让权等待”这个问题，也即处理会处于会处于忙等状态。

而信号量则是一种功能较强的机制，可以有效的互斥与同步的问题

一：信号量是什么

信号量：本质就是一个变量(分为整形和记录型两种)，表示系统中某种资源的数量。控制信号量有两种原子操作：

• P操作（wait(S)原语）：这个操作会把信号量减去1，相减后如果信号量<0则表示资源已经被占用，进程需要阻塞；相减后如果信号量$\ge 0$，则表明还有资源可以使用，进程可以正常执行
• V操作（signal(S)原语）：这个操作会把信号量加上1，相加后如果信号量$\le 0$，则表明当前有阻塞中的进程，于是会把该进程唤醒；相加后如果信号量>0，则表明当前没有阻塞中的进程

二：整型信号量

整型信号量：使用一个整型变量作为信号量，用来表示系统中某种资源的数量。比如某种资源S初始为1

int S=1;//初始信号量，表示当前系统中可用资源数

void wait(int S){//wait原语相当于进入区
	while(S<=0);//如果资源数不够，就一直循环等待
	S=S-1;//如果资源数够，就占用一个资源
}

void signal(int S){//signal原语，相当远退出区
	S=S+1;//使用完资源后释放资源，也即归还
}

具体描述：有如下进程

• 对于进程$P_0$，它想要使用资源S，必须先进行P操作。此时由于S=1，所以不会被卡住，然后资源数减一，S=0
• 此时产生了进程切换，对于$P_1$它也想要使用资源S，，必须先进行$P$操作。不过此时S=0，所以$P_1$它会被卡在循环那里，直到P_{0}进程释放资源
• 其他进程也和$P_2$一样
• $P_0$进程执行完临界区代码后，在退出区执行V操作，归还资源，此时S=1
• 由于$P_0$释放了资源，所以$P_1$进程此时从卡住的地方脱离开来继续向下进行P操作。后续进程亦是如此

缺陷：不满足让权等待，会发生忙等

三：记录型信号量

记录型信号量：除了需要使用一个用于代表资源数目的整形变量value外，还需要增加一个进程链表L，用于链接所有等待该资源的进程，使用一个指针指向。其用于记录的数据结构为：

typedef struct
{
	int value;//剩余资源数目
	struct process* L;//等待队列
}semaphore;

对应P操作和V操作

1：某进程需要使用资源时，需要进行P操作

void wait(semaphore S)
{
	S.value--;
	if(S.value < 0)
	{
		block(S.L);
	}
}

• 执行了P操作，资源数量减一
• 然后进行判断，如果<0那么表示没有系统资源了，所以是没有办法分配给当前申请该种资源的进程的，所以使用block原语使进程从运行态进入阻塞态，并将其挂到信号量为S的阻塞队列中

2：某进程需要使用完资源时，需要进行V操作

void signal(semaphore S)
{
	S.value++;
	if(S.value<=0)
	{
		wakeup(S.L);
	]
	
}

• 执行了V操作，资源数量加一
• 然后进行判断，如果<=0表示还有进程在等待这种资源，所以使用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，并把它所等待的资源分配给它

具体描述：假设有2个系统资源，初始化时将信号量S的S.value设置为2，S.L设置为NULL，并有如下进程，它们都想要这种资源

• 对于$P_0$进程，执行完P操作后，S.value=1,$P_0$开始使用该资源
• 切换到$P_1$进程，执行完P操作后，S.value=0,$P_1$开始使用该资源
• 切换到$P_2$进程，执行完P操作后，S.value=-1，此时满足S.value<0，表示系统中没有多余资源可以分配，所以$P_2$执行block原语，$P_2$被挂到等待队列中
• 切换到$P_3$进程，执行完P操作后，S.value=-2，此时满足S.value<0，表示系统中没有多余资源可以分配，所以$P_3$执行block原语，$P_3$被挂到等待队列中
• $P_2$和$P_3$目前都不可以进行服务
• 此时切换到$P_0$进程，执行完V操作后，S.value=-1,此时满足S.value<=0，表示等待队列中依然还有进程在等待资源，所以$P_0$进程执行wakeup原语，唤醒$P_2$进程（因为$P_2$此时在等待队列队头），$P_2$由阻塞态转为就绪态，同时刚刚$P_0$释放的资源会分配给$P_2$
• $P_0$在执行完毕之后，假如CPU继续再向$P_2$服务，$P_2$开始使用资源，使用完毕之后，执行V操作，S.value=0,此时满足S.value<=0，表示等待队列中依然还有进程在等待资源，再利用wakeup原语唤醒$P_3$，$P_2$释放的资源会分配给$P_3$，等待队列为空
• $P_2$在执行完毕之后，CPU为$P_1$服务，执行V操作，S.value=1，此时不满足S.value<=0，表示等待队列中没有进程在等待资源，因此$P_1$无需执行wakeup原语
• 最后是$P_3$，执行V操作，S.value=2，$P_3$结束

记录型信号量优点（总结）：

S.value的初值表示系统中某种资源的数目；S.value如果为正表示目前系统中该资源还有剩余；S.value如果为负，那么其绝对值表示在等待队列中等待该资源的进程数目

• P操作： 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，所以S.value--，表示资源数目少1。当S.value<0时表示该类资源已经分配完毕，因此进程应该调用block原语进行自我阻塞，主动放弃处理机，并插入到该类资源的等待队列S.L中。所以该机制遵循了让权等待原则，不会出现忙等现象
• V操作： 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，所以S.value++，表示资源数目多1。如果加1之后仍然有S.value<=0,表示依然有进程在等待该类资源，因此应该调用wakeup原语唤醒等待队列中的第一个进程