信号量（semaphore）

锁的机制保证了临界区的基本要求，也帮助我们初步解决了同步互斥问题。但是基础的锁只能解决两个进程之间的同步问题在实际开发中，我们常常会遇到类似一个进程要与多个进程同步的情况，比如读和写的操作。如果读操作一次只能执行一个，那样的话效率太低，所以只是单纯的读取的话我们可以让系统分配更多资源并发执行，只锁住一个写操作（写有中断操作，所以相对复杂）。

为此我们先引出信号量的概念;
一个信号量是一个整形S，表示系统所剩资源。
除此以外，我们还需要两个函数，wait（）和signal（）。
这两个函数名来自于信号量概念的提出者 Dijkstra（图灵奖获得者，大佬）所最开始取名的P（proberen，表减少）和V(verhogen, 表增加)。在这里，wait（）表示减少一个信号量，signal（）表示增加。

wait(S){while(S<=0);S--;
}
signal(S){S++;
}

到这里，就完成了wait和signal的基本定义。可以看出，当进来的信号是为0或1的时候，这个机制的功能就和之前所学的锁几乎没有什么区别，对于这种情况，我们又称为二进制信号量，与之相对应的，叫计数信号量。

信号量的实现

如果使用上文的实现方法实现互斥锁的话将会陷入忙等（busy waiting），所以我们在这里换一个思路，采用队列的方式存储等待中的进程，block（）方法挂起（suspand）调用它的进程，wakup（）用来重新启动进程。
ps：由于我查了半天都没有找到block（）和wakeup（）的系统调用所以我怀疑书上写的是类c的伪代码。

//信号量定义
typedef struct{int value;struct process*list;//等待队列
}semaphore;
wait(semaphore *S){s->value--;if(s->value<0){////将当前进程放到队列中//block();//非系统API，需自己实现}
}
signal(semaphore *S){S->value++;if(S->value<=0){//移出队列wakeup();}
}

死锁

当有两个或以上的进程等待一个事件，且该事件是由这些正在等待的进程来产生的话，就会出现死锁（deadlock）。

  P0           P1
wait(S)      wait(Q)
wait(Q)      wait(S)signal(S)    signal(Q)
signal(Q)    signal(S)

像上述这种情况p0执行S，p1执行Q,可如果不先signal其中一个的话，那两边就同时处在了一种等待状态，这就行成了死锁。
死锁问题是操作系统问题的一个大快，这里只是简单的介绍。

哲学家就餐问题（dining-philosophers problem）

哲学家就餐问题是一个经典的同步问题，这里采用原文描述：
假设有 5 个哲学家，他们的生活只是思考和吃饭。这些哲学家共用一个圆桌，每位都有一把椅子。在桌子中央有一碗米饭，在桌子上放着 5 根筷子（图 1 )。

图 1 就餐哲学家的情景

当一位哲学家思考时，他与其他同事不交流。时而，他会感到饥饿，并试图拿起与他相近的两根筷子（筷子在他和他的左或右邻居之间）。一个哲学家一次只能拿起一根筷子。显然，他不能从其他哲学家手里拿走筷子。当一个饥饿的哲学家同时拥有两根筷子时，他就能吃。在吃完后，他会放下两根筷子，并开始思考。

哲学家就餐问题是一个经典的同步问题，这不是因为其本身的实际重要性，也不是因为计算机科学家不喜欢哲学家，而是因为它是大量并发控制问题的一个例子。这个代表型的例子满足：在多个进程之间分配多个资源，而且不会出现死锁和饥饿。

一种简单的解决方法是每只筷子都用一个信号量来表示。一个哲学家通过执行操作 wait() 试图获取相应的筷子，他会通过执行操作 signal() 以释放相应的筷子。

因此，共享数据为:

semaphore chopstick[5];

其中，chopstick 的所有元素都初始化为 1。哲学家 i 的结构如下所示：

do {wait(chopstick[i]);wait(chopstick[(i+1) % 5]);/* eat for awhile */signal(chopstick[i]);signal(chopstick[(i+1) % 5]);/* think for awhile */
} while (true);

虽然这一解决方案保证两个邻居不能同时进食，但是它可能导致死锁，因此还是应被拒绝的。假若所有 5 个哲学家同时饥饿并拿起左边的筷子。所有筷子的信号量现在均为 0。当每个哲学家试图拿右边的筷子时，他会被永远推迟。

死锁问题有多种可能的补救措施：

允许最多 4 个哲学家同时坐在桌子上。
只有一个哲学家的两根筷子都可用时，他才能拿起它们（他必须在临界区内拿起两根辕子)。
使用非对称解决方案。即单号的哲学家先拿起左边的筷子，接着右边的筷子；而双号的哲学家先拿起右边的筷子，接着左边的筷子。

管程

管程可以简单的理解为能够放弃当前代码临界区的进程。
除了进程队列以外，管程还加入了条件变量(condition variable)，条件变量的作用是把当前进程中不满足条件的进程强制强制block，让其他进程先运行，当条件满足时在返回当前进程继续。

哲学家就餐问题管程解决方案

此段为书上写的伪代码，主要思路是只有同时满足两边的哲学家都不是在EATING的状态时才可以拿起筷子。但这个方案只解决了互斥问题，不会导致死锁，但可能导致某个哲学家过度饥饿而死。

monitor dp{enum {THINKING, HUNGRY, EATING} state[5];condition self[5];void pickup(int i){state[i] = HUNGRY;test(i);if (state[i] != EATING)self[i].wait();}void putdown(int i){state[i] = THINKING;test((i-1) % 5);test((i+1) % 5);}void test(int i){if ((state[(i-1)%5] != EATING) && (state[(i+1)%5] != EATING)){state[i] = EATING;self[i].signal();}}initialization_code(){for (int i = 0; i < 5; i++)state[i] = THINKING;}
}

一个改进版的 Monitor 解决方案如下。筷子本身并不属于 monitor 的一部分，否则同时只能有一个哲学家在进餐。代码中 NUM_PHILS 是哲学家数目。此代码解决了哲学家饥饿问题，来自西弗吉尼亚大学。

monitor dp{condition self[NUM_PHILS];enum states {THINKING, HUNGRY, EATING} state[NUM_PHILS-1];int index;initialization_code(){for (index=0; index<NUM_PHILS; index++)flags[index] = THINKING;}void pickup(int i) {state[i] = HUNGRY;if ((state[(i-1)%NUM_PHILS] != EATING) &&(state[(i+1)%NUM_PHILS] != EATING))state[i] = EATING;else {// 挂起，等待相邻哲学家改变状态时唤醒self[i].wait;// wait 操作被唤醒后可以改变状态为 EATINGstate[i] = EATING;}}void putdown(int i) {state[i] = THINKING;// 唤醒左侧哲学家if ((state [(i-1)%NUM_PHILS] == HUNGRY) &&(state [(i-2)%NUM_PHILS] != EATING))self[(i-1)%NUM_PHILS].signal;// 唤醒右侧哲学家if ((state [(i+1)%NUM_PHILS] == HUNGRY) &&(state [(i+2)%NUM_PHILS] != EATING))self[(i+1)%NUM_PHILS].signal;}
}

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