操作系统第五章—

一、背景

对共享数据同步访问可能会造成数据的不一致性，要维护数据的一致性需要一个机制来保证协作进程的顺序访问。

竞争条件race condition：多个进程并发访问和操作同一数据，访问顺序会影响执行结果。

避免竞争条件——>进程需要同步。

二、临界区问题

（1）基本概念：

临界区Critical Section（CS）：操作共享变量的代码区

进入区（entry section）：请求进入临界区的代码段

退出区（exit section）：临界区之后

剩余区（remanider section）（RS）：其他代码

（2）解决临界区问题需要满足三个条件：

1.互斥（mutually exclusive）（ME）

如果已经有一个进程在临界区执行了，其他进程不能进入临界区；

<也就是说临界区代码最好短小精悍、没有无限的循环、进程在临界区等待时不能与其他进程通信>

2.前进（progress）

没有进程在临界区，而且有进程请求进入临界区，那么这种请求不能被无限延迟

3.有限等待（bounded waiting）

一个进程请求进入临界区被拒绝的次数有限（允许其他进程比它先访问的次数有限）

（3）解决临界区问题的三个方向：

1.Software solutions：算法的正确性不依赖其他假设

2.Hardware solutions：依赖特殊机器指令

3.Operating System solutions：通过系统调用提供一些函数和数据结构

三、具体解决方法——Software solutions

（1）主要的两种方法

1.Dekker’s Algorithm

比较复杂但是是正确的：

2.Peterson’s Solution

turn：谁可以进入临界区

flag：对应进程是否准备好想要进入临界区，准备好了就是true

（2）缺点

脆弱、忙等、fail

1. 软件方法十分脆弱；

2. 存在busy waiting忙等（已经有了一个进程正处在某临界区内，其他任何试图进入这个临界区的进程都不得不进入代码连续循环，测试是否满足进入临界区的条件，浪费cpu资源）；

3. 如果进程在临界区fail了，没有信号可以发送给其他进程。

四、具体解决方法——Hardware Solutions硬件同步

1.单处理器：可以使用禁止中断（中断屏蔽，屏蔽中断）对应非屏蔽中断来实现，通常为非抢占内核采用；

2.多处理器：不采用禁止中断，原因：效率低；时钟

（1）禁止中断效率太低：多处理器上要将消息传递给所有处理器——很费时，这种消息传递可能导致进入每个临界区都会延迟，进而降低了系统效率；

（2）如果时钟是通过中断来加以更新的还会影响到系统时钟。

现代计算机提供了原子指令（不可中断的指令）

（1）锁locks

让进程在进入临界区之前先执行关中断指令”上锁“，保证了此后整个执行过程不会被中断，自然也不会发生进程切换、两个进程同时访问临界资源的情况，在访问完临界区之后，再通过开中断指令”解锁“，这样其它进程才有机会访问临界区。

涉及到了开/关中断这两个特权指令的使用，所以其实这种方法只适用于内核进程，不能用于用户进程。

（2）TestAndSet Instruction（spin lock自旋锁）

声明一个boolean变量lock，初始化为false，表示没有进程加锁了，每次执行TestAndSet指令都会使得target = true，直到有其他进程使得lock = false表示不再上锁，这样rv得到false的值才可以退出while循环，进入CS临界区，

TestAndSet()函数中的三条语句是由硬件保证同步的（硬件保证这三条语句必须原子运行，中间不发生任何中断，如同一条语句）

如果一个进程正在执行TestAndSet()，其他进程都不能执行TestAndSet()直到第一个进程结束。

（3）Swap Instruction

共享变量lock，初始化为FALSE；每个进程自己有一个本地变量key；

先将key设置为true，表示希望上锁，如果目前lock为false表示没有其他进程对临界区上锁了，swap指令会将key变为false，这样就可以退出循环进入临界区。

（4）优缺点

优点：单处理器和多处理机器都适用；简单高效；容易验证正确性；对多个进程可用；

缺点：busy-waiting忙等；饥饿（违背了有限等待，会产生饥饿现象）

（可以改进使得满足有限等待）

五、具体解决方法——OS Solution信号量semaphore

硬件的解决方法比较复杂，在操作系统层面可以使用信号量的同步工具，避免了忙等；

信号量S是一种整数变量。

（1）两个操作：wait（）和signal（）

wait(S)在S资源足够（大于零）的情况下，可以访问资源，故访问的资源数量减少1

signal(S)访问资源结束，资源重新空闲，资源数量增加1

（2）两种信号量：Counting和Binary

1.Counting用于实现同步；用来控制访问具有若干实例的某种资源。

2.Binary用于实现互斥，只能取0/1，也叫互斥锁，常用mutex（mutual exclusion作为变量名）

（3）实现

要保证没有两个进程可以同时对同一信号量执行wait（）和signal（），单处理器用禁止中断来实现，多处理器需要禁止每一个处理器的中断，但这样效率低，所以需要提供其他加锁技术。

克服忙等的信号量实现：当一个进程执行wait（）操作时，发现信号量值不为正，不能进入临界区，则将这个进程阻塞block（），放入与这个信号量相关的等待队列里面，将进程状态切换为等待，不让它忙等，直到其他进程执行了signal（）操作后它可以被重新执行wakeup（），将该进程从等待状态切换到就绪状态。

两种操作：block（）和wakeup（）

在这种情况下wait（）和signal（）的定义如下：

（3）死锁和饥饿

1.死锁：两个或者多个进程无尽的等待一个资源，而这个资源只能由等待的进程之一来产生。

2.饥饿：（无限期阻塞）进程在信号量内无限期等待，例如与信号量相关的链表按照LIFO顺序来移动和增加进程。

六、经典同步问题（三大问题）

（1）生产消费者问题有限缓冲问题Bounded-Buffer Problem

资源有很多个？？？

N buffers每个可以存一个数据项；Semaphore mutex初始化为 1；

counting信号量full和empty

Semaphore full初始化为 0；记录放得有物品的缓冲槽数目

Semaphore empty 初始化为N；记录空的缓冲槽数目

生产者进程和消费者进程的代码是对称的，生产者为消费者生产满缓冲项full，消费者为生产者生产空缓冲项empty

伪代码中需要强调条件变量在前，互斥锁在后，否则会出现死锁。

因为可能拿到了互斥锁，但是却不满足继续运行条件，但要满足继续运行条件需要另一个进程拿到互斥锁来给他产生条件，但因为互斥锁被拿了，所以另一个进程无法进行。

（2）读者-写者问题Readers and Writers Problem

读者之间不互斥，写者和读、写都互斥。

互斥信号量mutex，初始化为1，表示读者对readcount的访问互斥；

互斥信号量wrt，初始化为1，表示读写互斥，写写互斥；

整数readcount，初始化为0,记录当前在读的读者数目；

写者进程结构：

读者进程结构：

这里的代码是第一读者-写者

第一读者-写者问题，读者优先级高；

第二读者-写者问题，写者优先级高；

公平竞争

（3）哲学家就餐问题Dining-Philosophers Problem

如果用下面这种算法会产生死锁，五个哲学家同时wait（chopstick[i]）成功，每个人都只能拿到一只筷子。

解决方法：

1.一次只允许最多四个哲学家拿筷子，初始化T.count := 4

2.如果想给某个哲学家筷子，就将他需要的所有资源都给他，然后让他进餐，否则就一个都不给他。

3. 奇数号哲学家先拿起他左边的筷子，然后再去拿他右边的筷子，而偶数号的哲学家则相反，这样的话总能保证一个哲学家能获得两根筷子完成进餐，从而释放其所占用的资源

七、管程Monitor（不考）

（1）概念

因为信号量的使用顺序十分重要，必须保证顺序，不然可能会出现两个进程同时在访问一个临界区的情况，为了处理这种错误引入一种高级语言构造——管程类型。

额外的同步机制——条件变量condition类型的变量，condition x,y

条件变量有两种操作：

1.x.wait()调用操作的进程会挂起，直到另一个进程调用x.signal()

2.x.signal()重新启动一个之前挂起的进程，如果没有进程悬挂（挂起）则这个操作没有作用。

（2）用管程来解决哲学家就餐问题

定义一个管程dp（DiningPhilosophers）

则哲学家i的操作如下：

dp.pickup(i);

...

eat

...

dp.putdown(i);

这一解决方法保证了相邻两个哲学家不会同时用餐，而且不会出现死锁，但是有可能会出现饿死。

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