【操作系统】四、进程管理

四、进程

1、什么是进程

1.1、进程的概念

程序：是静态的，就是个存放在磁盘里的可执行文件，如：Tim.exe。

进程：是动态的，是程序的一次执行过程，如：可同时启动多次 Tim 程序

同一个程序多次执行会对应多个进程

1.2、进程的组成 ------PCB

当进程被创建时，操作系统会为该进程分配一个唯一的、不重复的"身份证号"------PID（Process ID，进程 ID）

操作系统要记录 PID、进程所属用户 ID（UID）

基本的进程描述信息，可以让操作系统区分各个进程

还要记录给进程分配了哪些资源（如：分配了多少内存、正在使用哪些 I/O 设备、正在使用哪些文件）

可用于实现操作系统对资源的管理

还要记录进程的运行情况（如：CPU 使用时间、磁盘使用情况、网络流量使用情况等）

可用于实现操作系统对进程的控制、调度

这些信息都被保护在一个数据结构PCB （Process Control Block）中，即进程控制块 操作系统需要对各个并发运行的进程进行管理，但凡管理时所需要的信息，都会被放在 PCB 里

1.3、进程的组成 ------ 程序段、数据段

进程是资源分配的最小单位，线程是 CPU 调度的最小单位

1.4、进程的特征

2、进程的状态与转换

2.1、创建态、就绪态

进程正在被创建时，它的状态是 "创建态"，在这个阶段操作系统会为进程分配资源、初始化 PCB
当进程创建完成后，便进入 "就绪态"，处于就绪态的进程已经具备运行条件，但由于没有空闲 CPU，就暂时不能运行

2.2、运行态

如果一个进程此时在 CPU 上运行，那么这个进程处于 "运行态"。

CPU 会执行该进程对应的程序（执行指令序列）

2.3、阻塞态

在进程运行的过程中，可能会

请求等待某个事件的发生

（如等待某种系统资源的分配，或者等待其他进程的响应）。

在这个事件发生之前，进程无法继续往下执行，此时操作系统会让这个进程下 CPU，并让它进入 "阻塞态"

当 CPU 空闲时，又会选择另一个 "就绪态" 进程上 CPU 运行

2.4、终止态

一个进程可以执行 exit 系统调用，请求操作系统终止该进程。此时该进程会进入 "终止态"，操作系统会让该进程下 CPU，并回收内存空间等资源，最后还要回收该进程的 PCB。

当终止进程的工作完成之后，这个进程就彻底消失了。

2.5、进程的状态

进程的整个生命周期中，大部分都处于三种基本状态

但 CPU 情况下，同一时刻只会有一个进程处于运行态，多核 CPU 情况下，可能会有多个进程处于运行态

** 进程 PCB 中，会有一个变量 state 来表示进程的当前状态。** 如：1 表示创建态、2 表示就绪态、3 表示运行态...

为了对同一个状态下的各个进程进行统一的管理，操作系统会将各个进程的 PCB 组织起来。

2.6、进程状态的转换

三态模型

五态模型

3、进程组织

3.1、链接方式

3.2、索引方式

3.3、总结

4、进程控制

4.1、什么是进程控制？

进程控制的主要功能是对系统中的所有进程实施有效的管理，它具有创新新进程、撤销已有进程、实现进程状态转换等功能。

简化理解：反正进程控制就是要实现进程状态转换

4.2、如何实现进程控制？

用 "原语" 实现

Q1：为什么要用 "原语" 实现？

答：原语的执行具有" 原子性 "，一气呵成

Q2：为何进程控制（状态转换）的过程要" 一气呵成 "？

答：如果不能" 一气呵成 "，就有可能导致操作系统中的某些关键数据结构信息不统一的情况，这会影响操作系统进行别的管理工作

Eg：假设 PCB 中的变量 state 表示进程当前所处状态，1 表示就绪态，2 表示阻塞态...

假设此时进程 2 等待的事件发生，则操作系统中，负责进程控制的内核程序至少需要做这样两件事：

将 PCB2 的 state 设为 1
将 PCB2 从阻塞队列放到就绪队列

完成了第一步后收到中断信号，那么 PCB2 的 state=1，但是它却被放在阻塞队列里

4.3、如何实现原语的" 原子性 "？

原语的执行具有原子性 ，即执行过程只能一气呵成，期间不允许被中断。

可以用"关中断 指令 "和"开中断 指令 "这两个特权指令 实现原子性

正常情况：CPU 每执行完一条指令都会例行检查是否有中断信号需要处理，如果有，则暂停运行当前这段程序，转而执行相应的中断处理程序。
CPU 执行了

关中断指令

之后，就不再例行检查中断信号，直到执行

开中断指令

之后才会恢复检查。

这样，关中断、开中断之间的这些指令序列就是不可被中断的，这就实现了" 原子性 "

思考：如果这两个特权指令允许用户程序使用的话，会发生什么情况？

4.4、进程控制的原语

无论哪个进程控制原语，要做的无非三类事情：

更新 PCB 中的信息 (修改进程状态 (state) 保存 / 恢复运行环境)
将 PCB 插入合适的队列
分配 / 回收资源

学习技巧：进程控制会导致进程状态的转换。无论哪个进程控制原语，要做的无非三类事情：

更新 PCB 中的信息

所有的进程控制原语一定都会修改进程状态标志
剥夺当前运行进程的 CPU 使用权必然需要保存其运行环境
某进程开始运行前必然要恢复期运行环境

将 PCB 插入合适的队列
分配 / 回收资源

5、进程调度

5.1、处理机调度 ------ 调度的基本概念

举个调度的例子：

银行处理用户服务时，普通用户先来先服务；VIP 用户可优先被服务

当有一堆任务要处理，但由于资源有限，这些事情没法同时处理。这就需要确定某种规则 来决定处理这些任务的顺序，这就是 "调度" 研究的问题。

5.2、进程调度的时机

进程调度（低级调度），就是按照某种算法从就绪队列中选择一个进程为其分配处理机。

有的系统中，只允许进程主动放弃处理机
有的系统中，进程可以主动放弃处理机，当有更加紧急的任务需要处理时，也会强行剥夺处理机（被动放弃）

但是进程在普通临界区中是可以进行调度、切换的。

进程在操作系统内核程序临界区 中不能进行调度与切换（√）

（2012 年联考真题）进程处于临界区 时不能进行处理机调度（×）

临界资源：一个时间段内只允许一个进程使用的资源。各进程需要互斥地访问临界资源。

临界区：访问临界资源的那段代码。

内核程序临界区 一般是用来访问某种内核数据结构的，比如进程的就绪队列（由各就绪进程的 PCB 组成）

5.3、进程调度的方式

非剥夺调度方式 ，又称非抢占方式。即，只允许进程主动放弃处理机。在运行过程中即使有更紧迫的任务到达，当前进程依然会继续使用处理机，直到该进程终止或主动要求进入阻塞态。

实现简单，系统开销小但是无法及时处理紧急任务，适合于早期的批处理系统

剥夺调度方式 ，又称抢占方式。当一个进程正在处理机上执行时，如果有一个更重要或更紧迫的进程需要使用处理机，则立即暂停正在执行的进程，将处理机分配给更重要紧迫的那个进程。

可以优先处理更紧迫的进程，也可实现让各进程按时间片轮流执行的功能（通过时钟中断）。适合于分时操作系统、实时操作系统

5.4、进程的切换与过程

"狭义的进程调度" 与 "进程切换 "的区别：

狭义的进程调度 指的是从就绪队列中选中一个要进行的进程 。（这个进程可以是刚刚被暂停执行的进程，也可能是另一个进程 ，后一种情况就需要进程切换）

进程切换是指一个进程让出处理机，由另一个进程占用处理机的过程。

广义的进程调度包含了选择一个进程和进程切换两个步骤。

进程切换的过程主要完成了：

对原来运行进程各种数据的保存
对新的进程各种数据的恢复

（如：程序计数器、程序状态字、各种数据寄存器等处理机现场信息，这些信息一般保存在进程控制块）

注意：进程切换是有代价的 ，因此如果过于频繁 的进行进程调度、切换 ，必然会使整个系统的效率降低，使系统大部分时间都花在进程切换上，而真正用于执行进程的时间减少。

5.5、调度算法的评价指标

5.5.1、CPU 利用率

由于早期的 CPU 造价及其昂贵，因此人们会希望让 CPU 尽可能地工作

**CPU 利用率：** 指 CPU "忙碌" 的时间总时间的比例。

利用率=忙碌的时间总时间利用率=\frac{忙碌的时间}{总时间}利用率=总时间忙碌的时间

eg. 某计算机只支持单道程序，某个作业刚开始需要在 CPU 上运行 5 秒，再用打印机打印输出 5 秒，之后再执行 5 秒，才能结束。在此过程中，CPU 利用率、打印机利用率分别是多少？

CPU利用率=5+55+5+5=66.66%CPU利用率=\frac{5+5}{5+5+5}=66.66\%CPU利用率=5+5+55+5=66.66%

打印机利用率=515=33.33%打印机利用率=\frac{5}{15}=33.33\%打印机利用率=155=33.33%

5.5.2、系统吞吐量

对于计算机来说，希望能用尽可能少的时间处理完尽可能多的作业

系统吞吐量：单位时间内完成作业的数量

系统吞吐量=总共完成了多少道作业总共花了多少时间系统吞吐量=\frac{总共完成了多少道作业}{总共花了多少时间}系统吞吐量=总共花了多少时间总共完成了多少道作业

eg. 某计算机系统处理完 10 道作业，共花费 100 秒，则系统吞吐量为？

10/100=0.1道/秒10/100=0.1道/秒10/100=0.1道/秒

5.5.3、周转时间

对于计算机的用户来说，他很关心自己的作业从提交到完成花了多少时间。

周转时间 ，是指从作业被提交给系统开始 ，到作业完成为止的这段时间间隔。

它包括四个部分：作业在外存后备队列上等待作业调度（高级调度）的时间、进程在就绪队列上等待进程调度（低级调度）的时间、进程在 CPU 上执行的时间、进程等待 I/O 操作完成的时间。后三项在一个作业的整个处理过程中，可能发生多次。

(作业)平均周转时间=作业完成时间−作业提交时间(作业)平均周转时间=作业完成时间-作业提交时间(作业)平均周转时间=作业完成时间−作业提交时间

对于用户来说，更关心自己的单个作业的周转时间

平均周转时间=各作业周转时间之和作业数平均周转时间=\frac{各作业周转时间之和}{作业数}平均周转时间=作业数各作业周转时间之和

对于操作系统来说，更关心操作系统整体表现，因此更关心所有作业周转时间的平均值

5.5.4、带权周转时间

带权周转时间=作业周转时间作业实际运行的时间=作业完成时间−作业提交时间作业实际运行的时间带权周转时间=\frac{作业周转时间}{作业实际运行的时间}=\frac{作业完成时间-作业提交时间}{作业实际运行的时间}带权周转时间=作业实际运行的时间作业周转时间=作业实际运行的时间作业完成时间−作业提交时间

带权周转时间必然≥1。带权周转时间与周转时间都是越小越好

平均带权周转时间=各作业周转时间之和作业数平均带权周转时间=\frac{各作业周转时间之和}{作业数}平均带权周转时间=作业数各作业周转时间之和

对于周转时间相同的两个作业，实际运行时间长的作业在相同时间内被服务的时间更多，带权周转时间更小，用户满意度更高。

对于实际运行时间相同的两个作业，周转时间短的带权周转时间更小，用户满意度更高。

5.5.5、等待时间

计算机的用户希望自己的作业尽可能少的等待处理机

等待时间 ，指进程 / 作业处于等待处理机状态时间之和，等待时间越长，用户满意度越低。

对于进程来说，等待时间就是指进程建立后等待被服务的时间之和，在等待 I/O 完成的期间其实进程也是在被服务的，所以不计入等待时间。

对于作业来说，不仅要考虑建立进程后的等待时间，还要加上作业在外存后备队列中等待的时间。

一个作业总共需要被 CPU 服务多久，被 I/O 设备服务多久一般是确定不变的，因此调度算法其实只会影响作业 / 进程的等待时间。当然，与前面指标类似，也有 "平均等待时间" 来评价整体性能。

5.5.6、响应时间

对于计算机用户来说，会希望自己的提交的请求（比如通过键盘输入了一个调试命令）尽早地开始被系统服务、回应。

响应时间 ，指从用户提交请求 到首次产生响应所用的时间。

5.6、调度算法

5.6.1、先来先服务（FCFS，First Come First Serve）

优点：实现简单；

缺点：对长作业有利，对短作业不利；平均周转时间可能较长，没有考虑任务的紧迫性

5.6.2、短作业优先（SJF，Shortest Job First）

算法分类：

非抢占式调度算法：短进程优先调度算法（SPF）
抢占式调度算法：最短剩余时间优先算法（SRTN）

非抢占式调度算法：短进程优先调度算法（SPF）

抢占式调度算法：最短剩余时间优先算法（SRTN）

注意几个小细节：

如果题目中未特别说明 ，所提到的 "短作业 / 进程优先算法"默认是非抢占式的
很多书上都会说 "SJF 调度算法的平均等待时间、平均周转时间最少"

严格来说，这个表述是错误的，不严谨的。之前的例子表明，最短剩余时间优先算法得到的平均等待时间、平均周转时间还要更少

应该加上一个条件 "在所有进程同时可运行 时，采用 SJF 调度算法的平均等待时间、平均周转时间最少"；如果不加上述提前条件、则应该说 "抢占式的 短作业 / 进程优先调度算法（最短剩余时间优先、SRNT算法）的平均等待时间、平均周转时间最少 "

虽然严格来说，SJF 的平均等待时间、平均周转时间并不一定最少，但相比于其他算法（如 FCFS），SJF 依然可以获得较少的平均等待时间、平均周转时间
如果选择题中遇到"SJF 算法的平均等待时间、平均周转时间最少 "的选项，那最好判断其他选项是不是有很明显的错误，如果没有更合适的选项，那也应该选择该选项

5.6.3、高响应比优先（HRRN）

响应比=要求服务时间+等待时间要求服务时间=1+等待时间要求服务时间响应比=\frac{要求服务时间+等待时间}{要求服务时间}=1+\frac{等待时间}{要求服务时间}响应比=要求服务时间要求服务时间+等待时间=1+要求服务时间等待时间

5.6.4、时间片轮转（RR，Round-Robin）

时间片大小的确定：

N 为就绪队列中进程数，T 为系统响应时间，q 为时间片

T=NqT=NqT=Nq

影响因素：

系统的响应时间
就绪进程的数量
进程调度及切换开销
CPU 的运行速度

5.6.5、优先级调度算法

优先级进程调度算法的类型：通常用一个整数表示优先级
- 非强占式优先级调度算法
- 强占式优先级调度算法
优先级的设计方法：
- 静态优先级：进程创建时确定其优先级，整个生命周期中不改变。确定依据：进程类型；进程对资源的需求；进程的估计运行时间
- 动态优先级：进程创建时赋一个优先级初值，运行期间动态调整其权值。

例：有 5 个进程 P1、P2、P3、P4、P5，它们同时依次进入就绪队列，其静态优先级和需要的处理机时间如下所示，采用非抢占式的调度方式，给出调度顺序，并计算平均周转时间。

补充：

就绪队列未必只有一个，可以按照不同优先级来组织。另外，也可以把优先级高的进程排在更靠近队头的位置

根据优先级是否可以动态改变，可将优先级分为静态优先级 和动态优先级两种。

静态优先级：创建进程时确定，之后一直不变。

动态优先级：创建进程时有一个初始值，之后会根据情况动态地调整优先级。

通常：

系统进程优先级高于用户进程
前台进程优先级高于后台进程
操作系统更偏好 I/O 型进程（或称 I/O 繁忙型进程）

I/O 设备和 CPU 可以并行工作。如果优先让 I/O 繁忙型进程优先运行的话，则越有可能让 I/O 设备尽早地投入工作，则资源利用率、系统吞吐量都会得到提升

注：与 I/O 型进程相对的是计算型进程（或称 CPU 繁忙型进程）

可以从追求公平、提升资源利用率等角度考虑

如果某进程在就绪队列中等待了很长时间，则可以适当提升其优先级
如果某进程占用处理机运行了很长时间，则可适当降低其优先级
如果发现一个进程频繁地进行 I/O 操作，则可适当提升其优先级

5.6.6、多级反馈队列调度算法

系统中设置多个就绪队列，每个队列优先级不同；

每个队列有自己独立的进程调度算法；

一个进程依据其属性固定位于某个就绪队列中。

按调度级别（优先级）设置多个就绪进程队列

按优先级（或就绪队列）设置不同时间片

各级就绪队列按 FCFS 组织，按时间片调度，每个进程被调度后运行一个当前队列的时间片长度

最后一级按时间片轮转方式组织调度

各队列间按抢占式优先级算法调度

6、进程同步、进程互斥

6.1、同步与互斥的概念

6.1.1、什么是进程同步？

知识点回顾：进程具有异步性的特征。异步性是指，各并发执行的进程以各自独立的、不可预知的速度向前推进。

操作系统要提供 "进程同步机制" 来解决异步问题

6.1.2、什么是进程互斥？

进程的 "并发" 需要 "共享" 的支持。各个并发执行的进程不可避免的需要共享一些系统资源（比如内存，又比如打印机、摄像头这样的 I/O 设备）

我们把一个时间段内只允许一个进程使用 的资源称为临界资源。许多物理设备（比如摄像头、打印机）都属于临界资源。此外还有许多变量、数据、内存缓冲区等都属于临界资源。

对临界资源的访问，必须互斥地进行。互斥，亦称间接制约关系 。进程互斥指当一个进程访问某临界资源时，另一个想要访问该临界资源的进程必须等待。当前访问临界资源的进程访问结束，释放该资源之后，另一个进程才能去访问临界资源。

对临界资源的互斥访问，可以在逻辑上分为如下四个部分：

注意：

临界区 是进程中访问临界资源的代码段。

进入区 和退出区 是负责实现互斥的代码段。

临界区也可称为 "临界段"。

为了实现对临界资源的互斥访问，同时保证系统整体性能，需要遵循以下原则：

空闲让进。临界区空闲时，可以允许一个请求进入临界区的进程立即进入临界区；
忙则等待。当已有进程进入临界区时，其他试图进入临界区的进程必须等待；
有限等待。对请求访问的进程，应保证能在有限时间内进入临界区（保证不会饥饿）；
让权等待。当进程不能进入临界区时，应立即释放处理机，防止进程忙等待。

6.1.3、进程互斥的软件实现方法

6.1.3.1、单标记法

两个进程 P0，P1 共享某临界资源

设立一个公用整形变量 turn，描述允许进入临界区的进程标识，假设初始化 turn=0，表示首先轮到 P0 访问临界资源

6.1.3.2、双标志先检查法

两个进程 P0，P1 共享某临界资源

设立一个标志数组 flag [2]：描述进程是否已在临界区，初值均为 0（FALSE），表示进程都不在临界区。

6.1.3.3、双标志后检查法

两个进程 P0，P1 共享某临界资源：

设立一个标志数组 flag [2]：描述进程是否已在临界区，初值均为 0 (FALSE)，表示进程都不在临界区。

6.1.3.4、Peterson 算法

两个进程 P0，P1 共享某临界资源

设立一个标志数组 flag [2]；描述进程是否希望进入临界区，初值均为 0 (FALSE)，表示进程都不希望进入临界区。int turn=0，表示首先轮到 P0 进入临界区。

6.1.4、进程互斥的硬件实现方式

6.1.4.1、TestAndSet 指令

简称 TS 指令，也有地方称为 TestAndSetLock 指令，或 TSL 指令

TSL 指令是用硬件实现的，执行的过程不允许被中断，只能一气呵成。以下是用 C 语言描述的逻辑

若刚开始 lock 是 false，则 TSL 返回的 old 值为 false，while 循环条件不满足，直接跳过循环，进入临界区。若刚开始 lock 是 true，则执行 TLS 后 old 返回的值为 true，while 循环条件满足，会一直循环，直到当前访问临界区的进程在退出区进行 "解锁"。

相比软件实现方式，TSL 指令把 "上锁" 和 "检查" 操作用硬件的方式变成了一气呵成的原子操作。

优点：实现简单，无需像软件实现方法那样严格检查是否会有逻辑漏洞；适用于多处理机环境

缺点：不满足 "让权等待" 原则，暂时无法进入临界区的进程会占用 CPU 并循环执行 TSL 指令，从而导致 "忙等"。

6.1.4.2、Swap 指令

有的地方也叫 Exchange 指令，或简称 XCHG 指令。

Swap 指令是用硬件实现的，执行的过程不允许被中断，只能一气呵成。以下是用 C 语言描述的逻辑

逻辑上来看 Swap 和 TSL 并无太大区别，都是先记录下此时临界区是否已经被上锁（记录在 old 变量上），再将上锁标记 lock 设置为 true，最后检查 old，如果 old 为 false 则说明之前没有别的进程对临界区上锁，则可以跳出循环，进入临界区。

优点：实现简单，无需像软件实现方法那样严格检查是否会有逻辑漏洞；适用于多处理机环境

缺点：不满足 "让权等待" 原则，暂时无法进入临界区的进程会占用 CPU 并循环执行 TSL 指令，从而导致" 忙等 "。

6.1.4.3、中断屏蔽方法

利用" 开 / 关中断指令 "实现（与原语的实现思想相同，即在某进程开始访问临界区到结束访问为止都不允许被中断，也就不能发生进程切换，因此也不可能发生两个同时访问临界区的情况）

优点：简单、高效

缺点：不适用于多处理机；只适用于操作系统内核进程，不适用于用户进程（因为开 / 关中断指令只能运行在内核态，这组指令只能让用户随意使用会很危险）

6.2、信号量机制

用户进程可以通过使用操作系统提供的一对原语 来对信号量进行操作，从而很方便的实现了进程互斥、进程同步。

信号量 其实就是一个变量，可以用一个信号量来表示系统中某种资源的数量，比如：系统中只有一台打印机，就可以设置一个初值为 1 的信号量。

原语是一种特殊的程序段，其执行只能一气呵成，不可被中断 。原语是由关中断 / 开中断指令实现的。软件解决方案的主要问题是由 "进入区的各种操作无法一气呵成"，因此如果能把进入区、退出区的操作都用 "原语" 实现，使这些操作能 "一气呵成" 就能避免问题。

一对原语：wait (S)原语和signal(S)原语，可以把原语理解为我们自己写的函数，函数名分别为 wait 和 signal，括号里的信号量 S其实就是函数调用时传入的一个参数。

wait、signal 原语常简称为 P、V 操作 （来自荷兰语 proberen 和 verhogen）。因此，做题的时候常把 wait (S)、signal (S) 两个操作分别写为P(S)、V(S)

6.2.1、整形信号量

用一个整数型的变量 作为信号量，用来表示系统中某种资源的数量。

eg：某计算机系统中有一台打印机...

与普通整数变量的区别：对信号量的操作只有三种，即初始化、P 操作、V 操作

"检查" 和 "上锁" 一气呵成，避免了并发、一部导致的问题

存在的问题：不满足 "让权等待" 原则，会发生 "忙等"

6.2.2、记录型信号量

整型信号量的缺陷是存在 "忙等" 问题，因此人们又提出了 "记录型信号量"，即用记录型数据结构表示的信号量。

如果剩余资源数不够，使用 block 原语使进程从运行态进入阻塞态，并把挂到信号量 S 的等待队列（即阻塞队列）中
释放资源后，若还有别的进程在等待这种资源，则使用 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

在考研题目中 wait (S)、signal (S) 也可以记为 P (S)、V (S)，这对原语可用于实现系统资源的 "申请" 和 "释放"。

S.value 的初值 表示系统中某种资源的数目。

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 ，因此需要执行 S.value--，表示资源数减 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 （当前运行的进程从运行态 -> 阻塞态 ），主动放弃处理机，并插入该类资源的等待队列 S.L 中。可见，该机制遵循了 "让权等待" 原则，不会出现 "忙等" 现象。

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 ，因此需要执行 S.value++，表示资源数加 1，若加 1 后仍是 S.value<=0，表示依然有进程在等待该类资源，因此应调用 wakeup 原语唤醒等待队列中的第一个进程 （被唤醒进程从阻塞态 -> 就绪态）

6.2.3、用信号量实现进程互斥

分析并发进程的关键活动，划定临界区（如：对临界资源打印机的访问就应放在临界区）
设置互斥信号量 mutex，初值为 1
在进入区 P (mutex)------申请资源
在退出区 V (mutex)------ 释放资源

注意：对不同的临界资源 需要设置不同的互斥信号量 。P、V 操作必须成对出现。缺少 P (mutex) 就不能保证临界资源的互斥访问。缺少 V (mutex) 会导致资源用不被释放，等待进程永不被唤醒。

6.2.4、用信号量实现进程同步

用信号量实现进程同步：

分析什么地方需要实现 "同步关系 "，即必须保证" 一前一后 "执行的两个操作（或两句代码）
设置同步信号量 S，初始为 0
在" 前操作 "之后执行 V (S)
在" 后操作 "之前执行 P (S)

技巧口诀：前 V 后 P

保证了代码 4 一定是在代码 2 之后执行

若先执行到 V (S) 操纵，则 S++ 后 S=1。之后当执行到 P (S) 操作时，由于 S=1，表示有可用资源，会执行 S--，S 的值变回 0，P2 进程不会执行 block 原语，而是继续往下执行代码 4。

理解：信号量 S 代表" 某种资源 "，刚开始是没有这种资源的。P2 需要使用这种资源，而又只能由 P1 产生这种资源

若先执行到 P (S) 操作，由于 S=0，S-- 后 S=-1，表示此时没有可用资源，因此 P 操作中会执行 block 原语，主动请求阻塞。之后当执行完代码 2，继而执行 V (S) 操作，S++，使 S 变回 0，由于此时有进程在该信号量对应的阻塞队列中，因此会在 V 操作中执行 wakeup 原语，唤醒 P2 进程。这样 P2 就可以继续执行代码 4 了

6.2.5、用信号量实现前驱关系

进程 P1 中有句代码 S1，P2 中有句代码 S2，P3 中有句代码 S3...P6 中有句代码 S6。这些代码要求按如下前驱图所示的顺序来执行：

其实每一对前驱关系都是一个进程同步问题（需要保证一前一后的操作）

因此，

要为每一对前驱关系个设置一个同步信号量
在" 前操作 "之后对相应的同步信号量执行 V 操作
在" 后操作 "之前对相应的同步信号量执行 P 操作

6.3、前驱关系

前驱关系 是进程同步中用于约束执行顺序的一种单向先后制约关系 ：若进程 A 与进程 B 存在前驱关系 A→B，则规定进程 A 必须全部执行完成后，进程 B 才能开始执行，二者不可颠倒、不可交叉执行，以此保证多个进程按预设逻辑有序运行，避免因执行乱序引发错误。

7、经典进程同步问题

7.1、生产者 - 消费者问题

问题描述：

若干进程通过有限的共享缓冲区 交换数据。其中，"生产者 " 进程不断写入，而 "消费者 " 进程不断读出；共享缓冲区共有 K 个；任何时刻只能有一个进程可对共享缓冲区进行操作。

分析：

确定进程：进程数量及工作内容；
确定进程间的关系：
- 互斥：多个进程间互斥使用同一个缓冲池；
- 同步：
  - 当缓冲池空时，消费者必须阻塞等待；
  - 当缓冲池满时，生产者必须阻塞等待。
设置信号量：
- mutex：用于访问缓冲池时的互斥，初值是 1
- full："满缓冲" 数目，初值为 0；
- empty："空缓冲" 数目，初值为 K。full+empty=K

算法描述：

若此时缓冲区内已经放满产品，则 empty=0，full=n。

则生产者进程执行①使 mutex 变为 0，再执行②，由于已没有空间缓冲区，因此产生者被阻塞。

由于产生者阻塞，因此切换回消费者进程。消费者进程执行③，由于 mutex 为 0，即产生者还没释放对临界资源的 "锁"，因此消费者也被阻塞。

这就造成了生产者等待消费者释放空间缓冲区，而消费者又等待生产者释放临界区的情况，生产者和消费者循环等待被对方唤醒，出现 "死锁"。

同样的，若缓冲区中没有产品，即 full=0，empty=n。按③④①的顺序执行就会产生死锁。

因此，实现互斥的 P 操作一定要在实现同步的 P 操作之后。V 操作不会导致进程阻塞，因此两个 V 操作顺序可以交换。

7.2、多生产者 - 多消费者问题

问题描述：

桌子上有一只盘子，每次只能向其中放入一个水果。爸爸专向盘子中放苹果，妈妈专向盘子中放橘子，儿子专等着吃盘子中的橘子，女儿专等着吃盘子中的苹果。只有盘子空时，爸爸或妈妈才可向盘子中放一个水果。仅当盘子中有自己需要的水果时，儿子或女儿可以从盘子中取出水果。

用 PV 操作实现上述过程。

关系分析。找出题目中描述的各个进程，分析它们之间的同步、互斥关系。
整理思路。根据各进程的操作流程确定 P、V 操作的大致顺序。
设置信号量。设置需要的信号量，并根据题目条件确定信号量初值。（互斥信号量初值一般为 1，同步信号量的初始值要看对应资源的初始值是多少）

互斥关系：（mutex=1）

对缓冲区（盘子）的访问要互斥地进行

同步关系（一前一后）：

父亲将苹果放入盘子后，女儿才能取苹果
母亲将橘子放入盘子后，儿子才能取橘子
只有盘子为空 时，父亲或母亲才能放入水果

" 盘子为空 "这个事件可以由儿子或女儿触发，事件发生后才允许父亲或母亲放苹果

算法描述：

分析：刚开始，儿子、女儿进程即使上处理机运行也会被阻塞。如果刚开始是父亲进程先上处理机运行，则：父亲 P (plate)，可以访问盘子 -> 母亲 P (plate)，阻塞等待盘子 -> 父亲放入苹果 V (apple)，女儿进程被唤醒，其他进程即使运行也都会阻塞，暂时不可能访问临界资源（盘子）-> 女儿 P (apple)，访问盘子，V (plate)，等待盘子的母亲进程被唤醒 -> 母亲进程访问盘子（其他进程暂时都无法进入临界区）

原因在于：本题中的缓冲区大小为 1，在任何时刻，apple，orange，plate 三个同步信号量中最多只有一个是 1。因此在任何时刻，最多只有一个进程的 P 操作不会被阻塞，并顺利地进入临界区，，，

结论：即使不设置专门的互斥变量 mutex，也不会出现多个进程同时访问盘子的现象

父亲 P (plate)，可以访问盘子 -> 母亲 P (plate)，可以访问盘子 -> 父亲在往盘子里放苹果，同时母亲也可以往盘子里放橘子。于是就出现了两个进程访问缓冲区的情况，有可能导致两个进程写入缓冲区的数据相互覆盖的情况。

因此，如果缓冲区大小大于 1，就必须专门设置一个互斥信号量 mutex 来保证互斥访问缓冲区。

7.3、吸烟者问题

问题描述：

假设一个系统有三个抽烟者进程 和一个供应者进程 。每个抽烟者不停地卷烟并抽掉它，但是要卷起并抽调一支烟，抽烟者需要有三种材料：烟草、纸和胶水。三个抽烟者中，第一个拥有烟草、第二个拥有纸、第三个拥有胶水 。供应者进程无限地提供三种材料，供应者每次将两种材料放桌子上，拥有剩下那种材料的抽烟者卷一根烟并抽掉它 ，并给供应者进程一个信号告诉完成了 ，供应者就会放另外两种材料在桌子上，这个过程一直重复（让三个抽烟者轮流地抽烟）

本质上这题也属于 "生产者 - 消费者" 问题，更详细的说应该是 "可生产多种产品的单生产者 - 多消费者"。

关系分析。找出题目中描述的各个进程，分析它们之间的同步、互斥关系。
整理思路。根据各进程的操作流程确定 P、V 操作的大数顺序
设置信号量。设置需要的信号量，并根据题目条件确定信号量初值。（互斥信号量初值一般为 1，同步信号量的初始值要看对应资源的初始值是多少）

桌子可以抽象为容量为 1 的缓冲区，要互斥访问

组合一：纸 + 胶水

组合二：烟草 + 胶水

组合三：烟草 + 纸

同步关系（从事件的角度来分析）：

桌子上有组合一→第一个抽烟者取走东西

桌子上有组合二→第二个抽烟者取走东西

桌子上有组合三→第三个抽烟者取走东西

发出完成信号→供应者将下一个组合放到桌子上

PV 操作顺序："前 V 后 P"

算法描述：

7.4、读者写者问题

在读者和写者两组并发进程，共享一个文件，当两个或两个以上的读进程同时访问共享数据时不会产生副作用，但若某个写进程和其他进程（读进程或写进程）同时访问共享数据时则可能导致数据不一致的错误。因此要求：①允许多个读者可以同时对文件执行读操作 ；②只允许一个写者往文件中写信息 ；③任一写者在完成写操作之前不允许其他读者或写者工作 ；④写者执行写操作前，应让已有的读者和写者全部退出。

关系分析。找出题目中描述的各个进程，分析它们之间的同步、互斥关系。
整理思路。根据各进程的操作流程确定 P、V 操作的大致顺序
设置信号量。设置需要的信号量，并根据题目条件确定信号量初值。（互斥信号量初值一般为 1，同步信号量的初始值要看对应资源的初始值是多少）

两类进程：写进程、读进程

互斥关系：写进程 --- 写进程、写进程 --- 读进程。读进程与读进程不存在互斥问题。

算法描述：

思考：若两个读进程并发执行，则 count=0 时两个进程也许都能满足 if 条件，都会执行 P (rw)，从而使第二个读进程阻塞的情况。
如何解决：出现上诉问题的原因在于对 count 变量的检查和赋值无法一起何成，因此可以设置另一个互斥信号量来保证各读进程对 count 的访问是互斥的。

实现" 写优先 "（读写公平法）：

分析以下并发执行 P (w) 的情况：

读者 1 -> 读者 2

写者 1 -> 写者 2

写者 1 -> 读者 1

读者 1 -> 写者 1 -> 读者 2

写者 1 -> 读者 1 -> 写者 2

结论：在这种算法中，连续进入的多个读者可以同时读文件；写者和其他进程不能同时访问文件；写者不会饥饿，但也并不是真正的 "写优先"，而是相对公平的先来先服务原则。

有的书上把这种算法称为 "读写公平法"。

7.5、哲学家进餐问题

一张圆桌上坐着 5 名哲学家，每两个哲学家之间的桌上摆一根筷子，桌子的中间是一碗米饭。哲学家们倾注毕生的精力用于思考和进餐，哲学家在思考时，并不影响他人。只有当哲学家饥饿时，才试图拿起左、右两根筷子（一根一根地拿起）。如果筷子已在他人手上，则需等待。饥饿的哲学家只有同时拿起两根筷子才可以进餐，当进餐完毕后，放下筷子继续思考。

关系分析。系统中有 5 个哲学家进程，哲学家与左右邻居对中间筷子的访问是互斥关系。
整理思路。这个问题中只有互斥关系，但与之前遇到的问题不同的事，每个哲学家进程需要同时持有两个临界资源才能开始吃饭。如何避免临界资源分配不当造成的死锁现象，是哲学家问题的精髓。
信号量设置。定义互斥信号量数组

chopstick [5]={1,1,1,1,1} 用于实现对 5 个筷子的互斥访问。并对哲学家按 0~4 编号，哲学家 i 左边的筷子编号为 i，右边的筷子编号为 (i+1)%5

Q：如何防止死锁的发生呢？

A：

可以对哲学家进程施加一些限制条件，比如最多允许四个哲学家去拿筷子。这样可以保证至少有一个哲学家是可以拿到左右两只筷子的
要求奇数号哲学家先拿左边的筷子，然后再拿右边的筷子，而偶数号哲学家刚好相反。用这种方法可以保证如果相邻的两个奇偶号哲学家都想吃饭，那么只会有其中一个可以拿起第一只筷子，另一个会直接阻塞。这就避免了占有一支后再等待另一只的情况。
仅当一个哲学家左右两支筷子都可用时才允许他抓起筷子。

各哲学家拿筷子这件事必须互斥的执行。这就保证了即使一个哲学家在拿筷子拿到一半时被阻塞，也不会有别的哲学家会继续尝试拿筷子。这样的话，当前在吃饭的哲学家放下筷子后，被阻塞的哲学家就可以获得等待的筷子了。

8、死锁问题

8.1、死锁、饥饿、死循环的区别

死锁：各进程互相等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。

	区别
死锁	死锁一定是 "循环等待对方手里的资源" 导致的，因此如果有死锁现象，那至少有两个或两个以上的进程同时发生死锁。另外，发生死锁的进程一定处于阻塞态。
饥饿	可能只有一个进程发生饥饿。发生饥饿的进程极可能是阻塞态（如长期得不到需要的 I/O 设备），也可能是就绪态（长期得不到处理机）
死循环	可能只有一个进程发生死循环。死循环的进程可以上处理机运行（可以是运行态），只不过无法像期待的那样顺利推进。死锁和饥饿问题是由于操作系统分配资源的策略不合理导致的，而死循环是由代码逻辑的错误导致的。死锁和饥饿是管理者（操作系统）的问题，死循环是被管理者的问题。

共同点：都是进程无法顺利向前推进的现象（故意设计的死循环除外）

8.2、死锁产生的必要条件

产生死锁必须同时满足以下四个条件，只要其中任一条件不成立，死锁就不会发生。

** 互斥条件：** 只要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：进程已将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。

8.3、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，也同样会导致死锁。例如，并发执行的进程 P1、P2 分别申请并占有了资源 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。
信号量的使用不当也会造成死锁。如产生者 - 消费者问题中，如果实现互斥的 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。

8.4、死锁的处理策略

1、预防死锁。破坏死锁产生的四个必要条件中的一个或几个。

2、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）

3、死锁的检测和解除。允许死锁的产生，不过操作系统会负责检测出死锁的发生，然后采用某种措施解除死锁。

8.4.1、预防死锁

8.4.1.1、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。

8.4.1.2、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护和恢复状态的资源，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。

8.4.1.3、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，资源利用率低 。另外，该策略也有可能导致某些进程饥饿。

8.4.1.4、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资源所请求。

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。

假设系统中共有 10 个资源，编号为 1、2、...、10

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。

8.4.2、避免死锁

8.4.2.1、系统安全状态

安全状态定义

设系统中有 n 个进程，若存在一个进程序列<P1,P2,...,Pn><P_1,P_2,...,P_n><P1,P2,...,Pn>。使得进程Pi(i=1,2,...,n)P_i(i=1,2,...,n)Pi(i=1,2,...,n)以后还需要的资源可以通过系统现有空闲资源加上所有Pj(j<i)P_j(j<i)Pj(j<i)已占有的资源来满足，则称此时系统处于安全状态，进程序列<P1,P2,...,Pn><P_1,P_2,...,P_n><P1,P2,...,Pn>称为安全序列，因为各进程至少可以按照安全序列中的顺序依次执行完成。

如果系统无法找到这样一个安全序列，则称系统处于不安全状态。

安全状态举例

假设某系统共有 15 台磁带机和三个进程P0、P1、P2P_0、P_1、P_2P0、P1、P2，各进程对磁带机的最大需求数量、T0T_0T0时刻已经分配到的磁带机数量、还需要的磁带机数量以及系统剩余的可用磁带机数量如下表所示：

进程	最大需求	已分配数量	还需要的数量	剩余可用数量
P0P_0P0	12	6	6	4
P1P_1P1	5	2	3
P2P_2P2	10	3	7

由安全状态向不安全状态的转换：如果不按照安全顺序分配资源，则系统可能由安全状态进入不安全状态。

上表的安全序列有：<P1,P0,P2><P_1,P_0,P_2><P1,P0,P2>

8.4.2.2、银行家算法

8.4.2.2.1、算法基本思想

银行家算法由 Dijkstra E.W 于 1968 年提出，其模型基于一个小城镇的银行家借贷逻辑，用于避免系统进入死锁状态。算法对客户（进程）提出以下约束条件：

每个客户必须预先说明自己所要求的最大资金量（资源量）
每个客户每次可以提出部分资金量的申请
如果银行满足了某客户对资金的最大需求量，那么客户在资金运作完成后，应在有限时间内将全部资金归还给银行

8.4.2.2.2、核心数据结构

为了实现算法，系统需要维护以下数据结构，假设系统中有 n 个进程，m 类资源：

可利用资源向量 Available[m] 其中的每一个元素代表一类可利用的资源数目。Available[j] = K 表示系统中现有 R_j 类资源 K 个。
最大需求矩阵 Max[n, m] 该矩阵定义了系统中 n 个进程对 m 类资源的最大需求。Max[i, j] = K 表示进程 i 需要 R_j 类资源的最大数目为 K。
分配矩阵 Allocation[n, m] 该矩阵表示系统中每个进程当前已分配到的每类资源数量。Allocation[i, j] = K 表示进程 i 当前已分得 R_j 类资源的数目为 K。
需求矩阵 Need[n, m] 该矩阵表示每个进程尚需的各类资源数。Need[i, j] = K 表示进程 i 还需要 R_j 类资源 K 个，方能完成其任务。该矩阵可通过以下公式计算： Need[i,j]=Max[i,j]−Allocation[i,jNeed[i, j] = Max[i, j] - Allocation[i, jNeed[i,j]=Max[i,j]−Allocation[i,j
请求向量 Request_i[m] 当进程 i 提出资源请求时，该向量表示进程 i 对每类资源的请求数量。

8.4.2.2.3、银行家算法流程

当进程 P_i 提出资源申请 Request_i 时，系统执行以下步骤：

合法性检查 1 ：若 Request[i] ≤ Need[i]，则转步骤 2；否则返回错误，因为进程请求超过了其声明的最大需求。
合法性检查 2 ：若 Request[i] ≤ Available，则转步骤 3；否则，进程 P_i 必须等待，因为当前系统没有足够的可用资源。
试探性分配 ：系统尝试把资源分配给进程 P_i，并修改数据结构：
1. Available := Available - Request[i]; Allocation[i] := Allocation[i] + Request[i]; Need[i] := Need[i] - Request[i];
2. 安全性检查：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。
  1. 若安全，则正式完成本次资源分配。
  2. 若不安全，则将本次的试探分配作废，恢复原来的资源分配状态，让进程 P_i 等待。

8.4.2.2.4、安全性检查算法

安全性算法是银行家算法的核心子模块，用于判断系统当前是否处于安全状态，执行步骤如下：

初始化工作向量：
1. 工作向量 Work：表示系统可提供给进程继续运行所需的各类资源数目，初始时 Work = Available。
2. 完成标记 Finish[n]：表示系统是否有足够的资源分配给进程，使之运行完成。初始时 Finish[i] = false，当有足够资源分配给进程时，再令 Finish[i] = true。
3. 寻找可执行进程：从进程集合中找到一个能满足下述条件的进程：
  1. Finish[i] = false（进程尚未完成）
  2. Need[i,j] ≤ Work[j]（进程的剩余需求可以被当前可用资源满足）若找到，执行步骤 3，否则执行步骤 4。
4. 模拟资源回收 ：当进程 P_i 获得资源后，可顺利执行直至完成，并释放出分配给它的资源，因此执行：
  1. Work[j] = Work[j] + Allocation[i,j]; Finish[i] = true;
  2. 然后回到步骤 2，继续寻找下一个可执行进程。
5. 结果判断 ：如果所有进程的 Finish[i] = true 都满足，则表示系统处于安全状态；否则，系统处于不安全状态。

8.4.3、死锁的检测和解除

8.4.3.1、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。

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。

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...

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。

最终还连着边的那些进程就是处于死锁状态的进程。

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的进程 Pi（即找出一条有向边与它相连，且该有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 有一个空闲资源。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，使之称为孤独的结点。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。

死锁定理：如果某时刻系统的资源分配图是不可完全简化 的，那么此时系统死锁。

8.4.3.2、死锁的解除

一旦检测出死锁的发生，就应该立即解除死锁。

补充：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。这些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 "对谁动手"

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