操作系统学习-6. 信号量

写在前面：

这一篇博客将讨论信号量(Semaphores)机制。将学习三种基本类型的信号量，然后将用信号量实现互斥与前趋两种进程关系。

该机制由荷兰学者 Dijkstra 提出，是一种卓有成效的进程同步工具。
在系统中，给予每一个进程一个信号量，代表每个进程目前的状态，未得到控制权的进程会在特定地方被强迫停下来，等待可以继续进行的信号到来。如果信号量是一个任意的整数，通常被称为计数信号量（Counting semaphore），或一般信号量（general semaphore）；如果信号量只有二进制的0或1，称为二进制信号量（binary semaphore）。在linux系统中，二进制信号量（binary semaphore）又称互斥锁（Mutex）。——Wikipedia。

整型信号量：

最初由 Dijkstra 把整型信号量定义为一个用于表示资源数目的整型量 S，它与一般整型量不同，除初始化外，仅能通过两个标准的原子操作(Atomic Operation) wait(S)和 signal(S)来访问。这两个操作一直被分别称为 P、V 操作。wait操作是使进程等待，申请资源；signal操作是使资源释放。

其实就是利用整型数这样的一个数据结构来表示进程资源是否可用：

当S<=0时，资源不可用；
当S>0时，资源可用。

进一步，Wait(S)与Signal(S)操作可描述为:

wait(S)： while S<=0 do no-op；S:=S-1；signal(S)： S:=S+1；

wait(S)和 signal(S)是两个原子操作，因此，它们在执行时是不可中断的。亦即，当一个进程在修改某信号量时，没有其他进程可同时对该信号量进行修改。此外，在 wait 操作中，对 S 值的测试和做 S:=S-1 操作时都不可中断。

在整型信号量机制中的 wait 操作，只要是信号量 S≤0，就会不断地测试。因此，该机制并未遵循“让权等待”的准则，而是使进程处于“忙等”的状态。换句话说，一旦一个进程需要的资源不可用，那么进程就会一直等待，直到资源可用为止，相当于在火车上，想上厕所，但厕所现在有人，那么就会一直等到里面的人出来，然后去上厕所才行。而应该退出临界区。为了解决这一问题，提出了记录型信号量。

记录型信号量：

记录型信号量机制是一种不存在“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。它所包含的上述两个数据项可描述为：

type semaphore=recordvalue: integer；L: list of process；end

相应地，wait(S)和 signal(S)操作可描述为：

procedure wait(S)var S：semaphore；beginS.value:=S.value-1；if S.value<0 then block(S.L)；endprocedure signal(S)var S: semaphore；beginS.value:=S.value+1；if S.value<=0 then wakeup(S.L)；end

在记录型信号量机制中，S.value 的初值表示系统中某类资源的数目，因而又称为资源信号量。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。当 S.value<=0 时，表示该类资源已分配完毕；当 S.value>0 时，表示该类资源可用。

每次 wait 操作，意味着进程请求一个单位的该类资源，使系统中可供分配的该类资源数减少一个，因此描述为 S.value:=S.value-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，放弃处理机，并插入到信号量链表S.L 中。

每次 signal 操作，表示执行进程释放一个单位资源，使系统中可供分配的该类资源数增加一个，故 S.value:=S.value+1 操作表示资源数目加 1。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。

关于block与wakeup原语可参考：操作系统学习-4. 进程控制

AND型信号量：

上述的进程互斥问题，是针对各进程之间只共享一个临界资源而言的。在有些应用场合，是一个进程需要先获得两个或更多的共享资源后方能执行其任务。然而这些时候如果仍采用记录型信号量，会导致两个进程各占用一部分的共享资源，从而谁也不让谁，导致“死锁”。

例如：现有两个进程 A和 B，他们都要求访问共享数据 D 和 E。可为这两个数据分别设置用于互斥的信号量 Dmutex 和 Emutex，并令它们的初值都是 1。。相应地，在两个进程中都要包含两个对 Dmutex 和 Emutex 的操作，即：

process A: wait(Dmutex)；wait(Emutex)；
process B: wait(Emutex)；wait(Dmutex)；

若进程 A 和 B 按下述次序交替执行 wait 操作：

process A: wait(Dmutex)； //于是 Dmutex=0
process B: wait(Emutex)； //于是 Emutex=0
process A: wait(Emutex)； //于是 Emutex=-1 A 阻塞
process B: wait(Dmutex)； //于是 Dmutex=-1 B 阻塞

最后，进程 A 和 B 处于僵持状态。在无外力作用下，两者都将无法从僵持状态中解脱出来。我们称此时的进程 A 和 B 已进入死锁状态。显然，当进程同时要求的共享资源愈多时，发生进程死锁的可能性也就愈大。

宁可锦上添花，也不雪中送炭：
AND 同步机制的基本思想是：将进程在整个运行过程中需要的所有资源，一次性全部地分配给进程，待进程使用完后再一起释放。只要尚有一个资源未能分配给进程，其它所有可能为之分配的资源也不分配给它。亦即，对若干个临界资源的分配，采取原子操作方式：要么把它所请求的资源全部分配到进程，要么一个也不分配。由死锁理论可知，这样就可避免上述死锁情况的发生。

在 wait 操作中，增加了一个“AND”条件，故称为AND 同步，或称为同时 wait 操作，即Swait(Simultaneous wait)定义如下:

Swait(S1，S2，…，Sn)if S1>=1 and … and Sn>=1 thenfor i:=1 to n doSi:=Si-1；endforelse当发现第一个Si<1就把该进程放入等待队列，并将其程序计数器置于Swait操作的开始位置。endif

同样的，同时signal操作，即Ssignal(Simultaneous signal)定义如下：

Ssignal(S1，S2，…，Sn)for i:=1 to n doSi:=Si+1；将所有等待Si的进程由等待队列取出放入到就绪队列。endfor；

这里有涉及到程序计数器的概念，程序计数器(Program Counter,PC)是用于存放下一条指令所在单元的地址的地方。当执行一条指令时，首先需要根据PC中存放的指令地址，将指令由内存取到指令寄存器中，此过程称为“取指令”。与此同时，PC中的地址或自动加1或由转移指针给出下一条指令的地址。此后经过分析指令，执行指令。完成第一条指令的执行，而后根据PC取出第二条指令的地址，如此循环，执行每一条指令。

利用信号量实现进程互斥：

为使多个进程能互斥地访问某临界资源，只须为该资源设置一互斥信号量 mutex，并设其初始值为 1，然后将各进程访问该资源的临界区 CS 置于 wait(mutex)和 signal(mutex)操作之间即可。

关于访问临界资源的循环进程可参考：操作系统学习-5. 进程同步。

利用信号量实现进程互斥的进程可描述如下：

Var mutex: semaphore:=1；beginparbeginprocess 1: beginrepeatwait(mutex)；critical sectionsignal(mutex)；remainder seetionuntil false；endprocess 2: beginrepeatwait(mutex)；critical sectionsignal(mutex)；remainder sectionuntil false；endparendend

每个欲访问该临界资源的进程在进入临界区之前，都要先对 mutex 执行wait 操作，若该资源此刻未被访问，本次 wait 操作必然成功，进程便可进入自己的临界区；这时若再有其他进程也欲进入自己的临界区，此时由于对 mutex 执行 wait 操作定会失败，因而该进程阻塞，从而保证了该临界资源能被互斥地访问。

当访问临界资源的进程退出临界区后，又应对 mutex 执行 signal 操作，以便释放该临界资源。

在利用信号量机制实现进程互斥时应注意，wait(mutex)和 signal(mutex)必须成对地出现。
缺少 wait(mutex)将会导致系统混乱，不能保证对临界资源的互斥访问；
缺少 signal(mutex)将会使临界资源永远不被释放，从而使因等待该资源而阻塞的进程不能被唤醒。

用信号量实现前趋关系：

设有两个并发执行的进程 P1 和 P2。P1 中有语句 S1；P2 中有语句 S2。我们希望在 S1 执行后再执行 S2。

为实现这种前趋关系，我们只须使进程 P1 和 P2 共享一个公用信号量 S，并赋予其初值为 0，将 signal(S)操作放在语句 S1 后面；而在 S2 语句前面插入 wait(S)操作，即：

在进程 P1 中，用 S1；signal(S)；
在进程 P2 中，用 wait(S)；S2；

由于 S 被初始化为 0，这样，若 P2 先执行必定阻塞，只有在进程 P1 执行完 S1；signal(S)；操作后使 S 增为 1 时，P2 进程方能执行语句 S2 成功。

同样，我们可以利用信号量，按照语句间的前趋关系(见下图)，写出一个更为复杂的可并发执行的程序。

图1.前趋图举例

图中 S1，S2，S3，…，S6 是最简单的程序段(只有一条语句)。

为使各程序段能正确执行，应设置若干个初始值为“0”的信号量。如为保证 S1→S2，S1→S3的前趋关系，应分别设置信号量 a 和 b，同样，为了保证 S2→S4，S2→S5，S3→S6，S4→S6和 S5→S6，应设置信号量 c，d，e，f，g。进程描述如下：

Var a,b,c,d,e,f,g：semaphore: =0,0,0,0,0,0,0；beginparbeginbegin S1； signal(a)； signal(b)； end；begin wait(a)； S2； signal(c)； signal(d)； end；begin wait(b)； S3； signal(e)； end；begin wait(c)； S4； signal(f)； end；begin wait(d)； S5； signal(g)； end；begin wait(e)； wait(f)； wait(g)； S6； end；parendend