L16&17&18&19 【哈工大_操作系统】进程同步与信号量&信号量临界区保护&信号量的代码实现&死锁处理
L2.9 进程同步与信号量
让进程走走停停，实现进程同步。
1.、信号量的定义
- 生产者
Producer需要判断是否还有空闲缓冲区生产资源，所以定义一个标志empty，初始值为最大可用资源数，在开头维护；同时，在消费者Consumer中释放了一个资源后，需要释放一个empty，在结尾维护。 - 消费者
Consumer需要判断是否有资源需要去执行，所以定义一个标志full，初始值为0，在开头维护；同时，在生产者Producer产生新的资源需要增加full，在结尾维护。 - 共享缓冲区定义在文件中，所以要考虑文件读写的互斥，定义了一个锁mutex，初始值为1。任何一个使用时，调用
P()，mutex–，则mutex=0。当另外一个调用P()时，mutex=-1，此时小于零，将等待。
L2.10 信号量临界区保护
用临界保护信号量，用信号量实现同步
1、竞争条件：和调度有关的共享数据语义错误
若empty修改到一半，跳转到其他进程运行，将导致少减一个。
2、临界区
临界区：一次只允许一个进程进入的一段代码。
- 互斥进入
- 有空让进
- 有限等待
3、两个进程的临界区策略
4、临界区保护：面包店算法（软件方法）
- 每次进来取个号，取号值为当前最大号再+1
while中判断如果别人想进 且 别人的号比我的小，则我等着choossing用来保证：有人在选号时，我就等着，等选完好再进行判断
5、临界区保护：硬件方法
-
关中断：两个进程不能同时进入临界区 -> 阻止调度 -> 关中断（cli）。
- 缺点：在多CPU下失效，关中断只能控制一个CPU，另一个CPU不管用
-
硬件原子指令法：
修改empty需要 mutex 保护，但其实mutex也是一个变量，将导致修改mutex也需要保护，修改mutex的保护也需要保护，没完没了。进而引出了一种硬件原子指令法，使得mutex锁时不能被打断，即硬件实现保护。
- 如果变量已经被锁上（x=1），返回的就是
true，就会陷入无限循环等待； - 如果没有被锁上（x=0），此时会将x锁上（x=1），并且返回
false，此时就可以进入临界区，执行完毕再解锁（x=0）。
L2.11 信号量的代码实现
-
定义了一个信号量结构体，包含信号量名称、值、等待唤醒进程队列
-
sem_open根据信号名打开信号量，若没有则创建 -
sem_wait中通过开关中断实现保护临界区，信号量值小于零阻塞
-
开关中断来实现信号量的保护
-
根据信号量来判断是否睡眠等待
-
磁盘读完后，睡眠的进程将由中断唤醒
-
隐蔽的队列：tmp作为局部变量，存放在当前进程内核栈中。所以当前进程能找到tmp，建立了索引；而tmp指向下一个进程的PCB；下个进程PCB找到下个进程的内核栈，内核栈找到tmp；tmp再指向下下个进程的PCB…构成了一个队列。
-
则
sleep_on把自己放到队列中，变成阻塞态，然后schedule切出去
-
变成阻塞态的睡眠队列，在磁盘中断中被唤醒
-
在
while中sleep_on实现将队列中所有进程进行唤醒
L2.12 死锁处理
1、死锁四个必要条件
- 互斥使用
- 不可抢占
- 请求和保持
- 循环等待
2、死锁处理方法
分析死锁：
- 死锁的产生：如果将生产者和消费者的各自的一二行代码交换一下顺序。对于生产者，当empty=0时，mutex执行后锁住，执行empty时阻塞，等待消费者执行V(empty)；对于消费者，此时mutex=0，还要等待生产者执行V(mutex)，互相需要对方资源，造成死锁。
- 而相对于原本正确的实现：对于生产者，当empty=0时，P(empty)就阻塞了，等待消费者；消费者可以正常执行，因为mutex没有被锁住。
- 死锁预防：破坏出现的条件
- 一次性申请所有需要的资源
- 资源申请必须按序申请
- 死锁避免：检查每个请求资源
- 银行家算法：判断此次请求是否引起死锁
- 死锁检测+恢复：让一些进程回滚，让出资源
- 定时监测或发现CPU资源利用率低时检测，检测到时通过银行家算法看需要回滚多少
- 死锁忽略：直接忽略
- 重启
原文地址：https://blog.csdn.net/weixin_53159274/article/details/142833241
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