10 操作系统第二章进程管理死锁、死锁的处理策略银行家算法

文章目录

1 死锁
- 1.1 死锁定义
- 1.2 死锁、饥饿、死循环的区别
- 1.3 死锁产生的必要条件
- 1.4 什么时候会发生死锁
- 1.5 死锁的处理策略
- 1.6 死锁的概念小结
2 死锁预防
- 2.1 破坏互斥条件
- 2.2 破坏不剥夺条件
- 2.3 破坏请求和保持条件
- 2.4 破坏循环等待条件
- 2.5 预防死锁小结
3 死锁避免
- 3.1 安全序列
- 3.2 银行家算法
- - 3.2.1 手动实现银行家算法
  - 3.2.2 银行家算法描述
4 死锁的检测和解除
- 4.1 死锁的检测
- 4.2 死锁的避免
- 4.3 死锁的检测与避免小结

1 死锁

1.1 死锁定义

产生条件：每个人都占有一个资源，同时又在等待另一个人手里的资源。发生“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，这就是“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。

1.2 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。

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条件了。

1.4 什么时候会发生死锁

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，也会导致死锁。例如，并发执行的进程P1、P2分别申请并占用了资源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

信号量使用不当

在生产者-消费者问题中，若实现互斥的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。

1.5 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。

1.6 死锁的概念小结

2 死锁预防

2.1 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。

2.2 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：

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：

实现起来比较复杂。
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。
反复地申请和释放资源会增加系统开销，降低系统吞吐量。
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。

2.3 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。

2.4 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：

不方便增加新的设备，因为可能需要重新分配所有的编号；
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；
必须按规定次序申请资源，用户编程麻烦。

2.5 预防死锁小结

3 死锁避免

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，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。

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。

思考：在计算机系统中会有多种多样的资源，如何用银行家算法多种资源的分配情况呢？

3.2.1 手动实现银行家算法

可以把多种资源拓展为多维的向量。比如：系统中有5个进程PO~P4，3种资源RO~R2，初始数量为（10，5，7），则某一时刻的情况可表示如下：

进程	最大需求	已分配
P0	（7,5,3）	（0,1,0）
P1	（3,2,2）	（2,0,0）
P2	（9,0,2）	（3,0,2）
P3	（2,2,2）	（2,1,1）
P4	（4,3,3）	（0,0,2）

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

进程	最大需求	已分配	最多还需要
P0	（7,5,3）	（0,1,0）	（7,4,3）
P1	（3,2,2）	（2,0,0）	（1,2,2）
P2	（9,0,2）	（3,0,2）	（6,0,0）
P3	（2,2,2）	（2,1,1）	（0,1,1）
P4	（4,3,3）	（0,0,2）	（4,3,1）

思考：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：

（3，3，2）<（7,4,3），不满足P0需求，所以将P0阻塞

（3，3，2）>（1,2,2），可满足P1需求，将P1加入安全序列，并更新剩余可用资源值为（2,0,0）+（3，3，2）=（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（不包括已加入安全序列的进程P1）的需求：

（5，3，2）<（7,4,3）且（5，3，2）<（6,0,0）所以P0、P2不满足需求，继续阻塞

（0,1,1）<（5，3，2），P3满足需求，说明如果优先把资源分配给P3，那P3一定是可以顺利执行结束的。等P3结束了就会归还资源。于是，资源数就可以增加到
（2，1，1）+（5，3，2）=（7，4，3）

依次检查剩余可用资源（7，4，3）是否能满足剩余进程（不包括已加入安全序列P1、P3的进程）的需求:

（7，4，3）=（7,4,3），此时P0满足需求，加入安全序列，等P0结束了就会归还资源。于是，资源数就可以增加到（0，1，0）+（7，4，3）=（7，5，3）

依次检查剩余可用资源（7，5，3）是否能满足剩余进程（不包括已加入安全序列P1、P3、P0的进程）的需求:

（7，5，3）>（6,0,0），此时P2满足需求，加入安全序列，等P2结束了就会归还资源。于是，资源数就可以增加到（3，0，2）+（7，5，3）=（10，5，5）

依次检查剩余可用资源（10，5，5）是否能满足剩余进程（不包括已加入安全序列P1、P3、P0、P2的进程）的需求:

（10，5，3）>（4,3,0），此时P4满足需求，加入安全序列，等P4结束了就会归还资源。于是，资源数就可以增加到（0，0，2）+（10，5，3）=（10，5，7），恢复到原来初始数量。

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。本次安全系列即：P1、P3、P0、P2、P4。

该算法称为安全性算法，可以很方便地用代码实现以上流程，每一轮检查都从编号较小的进程开始检查。

实际做题时可以更快速的得到安全序列。
资源总数（10，5，7），剩余可用资源（10，5，7）-（7，2，5）=（3，3，2）

进程	最大需求	已分配	最多还需要
P0	（7,5,3）	（0,1,0）	（7,4,3）
P1	（3,2,2）	（2,0,0）	（1,2,2）
P2	（9,0,2）	（3,0,2）	（6,0,0）
P3	（2,2,2）	（2,1,1）	（0,1,1）
P4	（4,3,3）	（0,0,2）	（4,3,1）

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。
（2，0，0）+（2，1，1）+（3，3，2）=（7，4，3）

去除P1、P3，分析PO、P2、P4
资源总数（10，5，7），剩余可用资源（7，4，3）

进程	最大需求	已分配	最多还需要
P0	（7,5,3）	（0,1,0）	（7,4,3）
P2	（9,0,2）	（3,0,2）	（6,0,0）
P4	（4,3,3）	（0,0,2）	（4,3,1）

剩下的PO、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。

3.2.2 银行家算法描述

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，Max[i，j]=K表示进程Pi最多需要K个资源Rj。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表示当前系统中还有多少可用资源。

某进程Pi向系统申请资源，可用一个长度为m的一维数组Request；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：

如果Request_i[j]<=c（0<=j<=m），便转向2，否则认为出错
如果Request_i[j]<=Availavle（0<=j<=m），便转向3；否则表示尚无足够资源，Pi必须等待
系统试探着把资源分配给Pi，并修改响应的数据（并非真的分配，修改只是为了做预判）

  Availavle=Availavle-Request;Allocation[i,j]=Allocation[i,j]+Request[i,j];Need[i,j]=Need[i,j]-Requesti[j]

OS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

银行家算法数据结构：

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。

系统处于不安全状态未必死锁，但死锁时一定处于不安全状态。系统处于安全状态一定不会死锁。

4 死锁的检测和解除

4.1 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：

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。

R2资源有2个，R1资源有3个，P1进程请求1个R2资源，P2进程请求1个R1资源，R1给P1分配了两个资源，R1给P2进程分配了1个资源，R2给P2进程分配了两个资源

以下就是图的表示：

如何由图形判断系统是否处于死锁状态？

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。

上图中P1进程仅请求1个R2资源，而R2资源只分配出去了1个，而R2资源有2个，所以还有一个空闲可分配给P1，P1进程此次请求可以被满足，因此不会被阻塞，可以顺利执行下去；
P2进程请求1个R1资源，而R1的3个资源都被分配出去了，无空闲可分配给P2，P1进程此次请求不可以被满足，因此会被阻塞，无法顺利执行下去。

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…

P1执行完毕，把所有资源归还系统，不会在申请资源，可以将P1进程所连的边抹去

此时P2可以申请1个R1资源，P2进程被唤醒执行，执行完毕后，归还系统资源，并且不对任何一种资源提出请求，将P2进程所连的边抹去

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

P1要申请2个R2资源，此时R2无空闲可分配，P2要请求1个R1资源，此时R1无空闲可分配，P3可顺利执行，执行完毕归还1个R2，此时R2有1个空闲资源，但P1申请仍然阻塞，同样P2也被阻塞

最终还连着边的那些进程就是处于死锁状态的进程。
所以P3进程不是死锁进程，P1、P2进程是死锁进程

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（与之至少有1个边相连）的进程Pi
（即找出一条有向边与它相连，且该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 1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边，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。

4.2 死锁的避免

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：

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。

如何决定对哪一进程实现以上3个方法解除死锁呢？
从以下5个角度考虑：

进程优先级

已执行多长时间

还要多久能完成

进程已经使用了多少资源

进程是交互式的还是批处理式的

4.3 死锁的检测与避免小结